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11 \chapter{La gestione avanzata dei file}
12 \label{cha:file_advanced}
14 In questo capitolo affronteremo le tematiche relative alla gestione avanzata
15 dei file. Inizieremo con la trattazione delle problematiche del \textit{file
16 locking} e poi prenderemo in esame le varie funzionalità avanzate che
17 permettono una gestione più sofisticata dell'I/O su file, a partire da quelle
18 che consentono di gestire l'accesso contemporaneo a più file esaminando le
19 varie modalità alternative di gestire l'I/O per concludere con la gestione dei
20 file mappati in memoria e le altre funzioni avanzate che consentono un
21 controllo più dettagliato delle modalità di I/O.
24 \section{Il \textit{file locking}}
25 \label{sec:file_locking}
27 \index{file!locking|(}
29 In sez.~\ref{sec:file_sharing} abbiamo preso in esame le modalità in cui un
30 sistema unix-like gestisce la condivisione dei file da parte di processi
31 diversi. In quell'occasione si è visto come, con l'eccezione dei file aperti
32 in \itindex{append~mode} \textit{append mode}, quando più processi scrivono
33 contemporaneamente sullo stesso file non è possibile determinare la sequenza
34 in cui essi opereranno.
36 Questo causa la possibilità di una \itindex{race~condition} \textit{race
37 condition}; in generale le situazioni più comuni sono due: l'interazione fra
38 un processo che scrive e altri che leggono, in cui questi ultimi possono
39 leggere informazioni scritte solo in maniera parziale o incompleta; o quella
40 in cui diversi processi scrivono, mescolando in maniera imprevedibile il loro
43 In tutti questi casi il \textit{file locking} è la tecnica che permette di
44 evitare le \itindex{race~condition} \textit{race condition}, attraverso una
45 serie di funzioni che permettono di bloccare l'accesso al file da parte di
46 altri processi, così da evitare le sovrapposizioni, e garantire la atomicità
47 delle operazioni di lettura o scrittura.
50 \subsection{L'\textit{advisory locking}}
51 \label{sec:file_record_locking}
53 La prima modalità di \textit{file locking} che è stata implementata nei
54 sistemi unix-like è quella che viene usualmente chiamata \textit{advisory
55 locking},\footnote{Stevens in \cite{APUE} fa riferimento a questo argomento
56 come al \textit{record locking}, dizione utilizzata anche dal manuale delle
57 \acr{glibc}; nelle pagine di manuale si parla di \textit{discrectionary file
58 lock} per \func{fcntl} e di \textit{advisory locking} per \func{flock},
59 mentre questo nome viene usato da Stevens per riferirsi al \textit{file
60 locking} POSIX. Dato che la dizione \textit{record locking} è quantomeno
61 ambigua, in quanto in un sistema Unix non esiste niente che possa fare
62 riferimento al concetto di \textit{record}, alla fine si è scelto di
63 mantenere il nome \textit{advisory locking}.} in quanto sono i singoli
64 processi, e non il sistema, che si incaricano di asserire e verificare se
65 esistono delle condizioni di blocco per l'accesso ai file.
67 Questo significa che le funzioni \func{read} o \func{write} vengono eseguite
68 comunque e non risentono affatto della presenza di un eventuale \textit{lock};
69 pertanto è sempre compito dei vari processi che intendono usare il
70 \textit{file locking}, controllare esplicitamente lo stato dei file condivisi
71 prima di accedervi, utilizzando le relative funzioni.
73 In generale si distinguono due tipologie di \textit{file lock};\footnote{di
74 seguito ci riferiremo sempre ai blocchi di accesso ai file con la
75 nomenclatura inglese di \textit{file lock}, o più brevemente con
76 \textit{lock}, per evitare confusioni linguistiche con il blocco di un
77 processo (cioè la condizione in cui il processo viene posto in stato di
78 \textit{sleep}).} la prima è il cosiddetto \textit{shared lock}, detto anche
79 \textit{read lock} in quanto serve a bloccare l'accesso in scrittura su un
80 file affinché il suo contenuto non venga modificato mentre lo si legge. Si
81 parla appunto di \textsl{blocco condiviso} in quanto più processi possono
82 richiedere contemporaneamente uno \textit{shared lock} su un file per
83 proteggere il loro accesso in lettura.
85 La seconda tipologia è il cosiddetto \textit{exclusive lock}, detto anche
86 \textit{write lock} in quanto serve a bloccare l'accesso su un file (sia in
87 lettura che in scrittura) da parte di altri processi mentre lo si sta
88 scrivendo. Si parla di \textsl{blocco esclusivo} appunto perché un solo
89 processo alla volta può richiedere un \textit{exclusive lock} su un file per
90 proteggere il suo accesso in scrittura.
92 In Linux sono disponibili due interfacce per utilizzare l'\textit{advisory
93 locking}, la prima è quella derivata da BSD, che è basata sulla funzione
94 \func{flock}, la seconda è quella standardizzata da POSIX.1 (derivata da
95 System V), che è basata sulla funzione \func{fcntl}. I \textit{file lock}
96 sono implementati in maniera completamente indipendente nelle due
97 interfacce,\footnote{in realtà con Linux questo avviene solo dalla serie 2.0
98 dei kernel.} che pertanto possono coesistere senza interferenze.
100 Entrambe le interfacce prevedono la stessa procedura di funzionamento: si
101 inizia sempre con il richiedere l'opportuno \textit{file lock} (un
102 \textit{exclusive lock} per una scrittura, uno \textit{shared lock} per una
103 lettura) prima di eseguire l'accesso ad un file. Se il blocco viene acquisito
104 il processo prosegue l'esecuzione, altrimenti (a meno di non aver richiesto un
105 comportamento non bloccante) viene posto in stato di sleep. Una volta finite
106 le operazioni sul file si deve provvedere a rimuovere il blocco. La situazione
107 delle varie possibilità è riassunta in tab.~\ref{tab:file_file_lock}, dove si
108 sono riportati, per le varie tipologie di blocco presenti su un file, il
109 risultato che si ha in corrispondenza alle due tipologie di \textit{file lock}
110 menzionate, nel successo della richiesta.
115 \begin{tabular}[c]{|l|c|c|c|}
117 \textbf{Richiesta} & \multicolumn{3}{|c|}{\textbf{Stato del file}}\\
119 &Nessun \textit{lock}&\textit{Read lock}&\textit{Write lock}\\
122 \textit{Read lock} & SI & SI & NO \\
123 \textit{Write lock}& SI & NO & NO \\
126 \caption{Tipologie di \textit{file locking}.}
127 \label{tab:file_file_lock}
130 Si tenga presente infine che il controllo di accesso e la gestione dei
131 permessi viene effettuata quando si apre un file, l'unico controllo residuo
132 che si può avere riguardo il \textit{file locking} è che il tipo di blocco che
133 si vuole ottenere su un file deve essere compatibile con le modalità di
134 apertura dello stesso (in lettura per un \textit{read lock} e in scrittura per
135 un \textit{write lock}).
138 %% la condizione per acquisire uno \textit{shared lock} è che il file non abbia
139 %% già un \textit{exclusive lock} attivo, mentre per acquisire un
140 %% \textit{exclusive lock} non deve essere presente nessun tipo di blocco.
143 \subsection{La funzione \func{flock}}
144 \label{sec:file_flock}
146 La prima interfaccia per il \textit{file locking}, quella derivata da BSD,
147 permette di eseguire un blocco solo su un intero file; la funzione usata per
148 richiedere e rimuovere un \textit{file lock} è \funcd{flock}, ed il suo
150 \begin{prototype}{sys/file.h}{int flock(int fd, int operation)}
152 Applica o rimuove un \textit{file lock} sul file \param{fd}.
154 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
155 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
157 \item[\errcode{EWOULDBLOCK}] il file ha già un blocco attivo, e si è
158 specificato \const{LOCK\_NB}.
163 La funzione può essere usata per acquisire o rilasciare un \textit{file lock}
164 a seconda di quanto specificato tramite il valore dell'argomento
165 \param{operation}; questo viene interpretato come maschera binaria, e deve
166 essere passato costruendo il valore con un OR aritmetico delle costanti
167 riportate in tab.~\ref{tab:file_flock_operation}.
172 \begin{tabular}[c]{|l|p{6cm}|}
174 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
177 \const{LOCK\_SH} & Richiede uno \textit{shared lock} sul file.\\
178 \const{LOCK\_EX} & Richiede un \textit{esclusive lock} sul file.\\
179 \const{LOCK\_UN} & Rilascia il \textit{file lock}.\\
180 \const{LOCK\_NB} & Impedisce che la funzione si blocchi nella
181 richiesta di un \textit{file lock}.\\
184 \caption{Valori dell'argomento \param{operation} di \func{flock}.}
185 \label{tab:file_flock_operation}
188 I primi due valori, \const{LOCK\_SH} e \const{LOCK\_EX} permettono di
189 richiedere un \textit{file lock}, ed ovviamente devono essere usati in maniera
190 alternativa. Se si specifica anche \const{LOCK\_NB} la funzione non si
191 bloccherà qualora il \textit{file lock} non possa essere acquisito, ma
192 ritornerà subito con un errore di \errcode{EWOULDBLOCK}. Per rilasciare un
193 \textit{file lock} si dovrà invece usare \const{LOCK\_UN}.
195 Si tenga presente che non esiste una modalità per eseguire atomicamente un
196 cambiamento del tipo di blocco (da \textit{shared lock} a \textit{esclusive
197 lock}), il blocco deve essere prima rilasciato e poi richiesto, ed è sempre
198 possibile che nel frattempo abbia successo un'altra richiesta pendente,
199 facendo fallire la riacquisizione.
201 Si tenga presente infine che \func{flock} non è supportata per i file
202 mantenuti su NFS, in questo caso, se si ha la necessità di utilizzare il
203 \textit{file locking}, occorre usare l'interfaccia del \textit{file locking}
204 POSIX basata su \func{fcntl} che è in grado di funzionare anche attraverso
205 NFS, a condizione ovviamente che sia il client che il server supportino questa
208 La semantica del \textit{file locking} di BSD inoltre è diversa da quella del
209 \textit{file locking} POSIX, in particolare per quanto riguarda il
210 comportamento dei \textit{file lock} nei confronti delle due funzioni
211 \func{dup} e \func{fork}. Per capire queste differenze occorre descrivere con
212 maggiore dettaglio come viene realizzato dal kernel il \textit{file locking}
213 per entrambe le interfacce.
215 In fig.~\ref{fig:file_flock_struct} si è riportato uno schema essenziale
216 dell'implementazione del \textit{file locking} in stile BSD su Linux. Il punto
217 fondamentale da capire è che un \textit{file lock}, qualunque sia
218 l'interfaccia che si usa, anche se richiesto attraverso un file descriptor,
219 agisce sempre su un file; perciò le informazioni relative agli eventuali
220 \textit{file lock} sono mantenute a livello di inode\index{inode},\footnote{in
221 particolare, come accennato in fig.~\ref{fig:file_flock_struct}, i
222 \textit{file lock} sono mantenuti in una \itindex{linked~list}
223 \textit{linked list} di strutture \struct{file\_lock}. La lista è
224 referenziata dall'indirizzo di partenza mantenuto dal campo \var{i\_flock}
225 della struttura \struct{inode} (per le definizioni esatte si faccia
226 riferimento al file \file{fs.h} nei sorgenti del kernel). Un bit del campo
227 \var{fl\_flags} di specifica se si tratta di un lock in semantica BSD
228 (\const{FL\_FLOCK}) o POSIX (\const{FL\_POSIX}).} dato che questo è l'unico
229 riferimento in comune che possono avere due processi diversi che aprono lo
234 \includegraphics[width=15cm]{img/file_flock}
235 \caption{Schema dell'architettura del \textit{file locking}, nel caso
236 particolare del suo utilizzo da parte dalla funzione \func{flock}.}
237 \label{fig:file_flock_struct}
240 La richiesta di un \textit{file lock} prevede una scansione della lista per
241 determinare se l'acquisizione è possibile, ed in caso positivo l'aggiunta di
242 un nuovo elemento.\footnote{cioè una nuova struttura \struct{file\_lock}.}
243 Nel caso dei blocchi creati con \func{flock} la semantica della funzione
244 prevede che sia \func{dup} che \func{fork} non creino ulteriori istanze di un
245 \textit{file lock} quanto piuttosto degli ulteriori riferimenti allo
246 stesso. Questo viene realizzato dal kernel secondo lo schema di
247 fig.~\ref{fig:file_flock_struct}, associando ad ogni nuovo \textit{file lock}
248 un puntatore\footnote{il puntatore è mantenuto nel campo \var{fl\_file} di
249 \struct{file\_lock}, e viene utilizzato solo per i \textit{file lock} creati
250 con la semantica BSD.} alla voce nella \itindex{file~table} \textit{file
251 table} da cui si è richiesto il blocco, che così ne identifica il titolare.
253 Questa struttura prevede che, quando si richiede la rimozione di un
254 \textit{file lock}, il kernel acconsenta solo se la richiesta proviene da un
255 file descriptor che fa riferimento ad una voce nella \itindex{file~table}
256 \textit{file table} corrispondente a quella registrata nel blocco. Allora se
257 ricordiamo quanto visto in sez.~\ref{sec:file_dup} e
258 sez.~\ref{sec:file_sharing}, e cioè che i file descriptor duplicati e quelli
259 ereditati in un processo figlio puntano sempre alla stessa voce nella
260 \itindex{file~table} \textit{file table}, si può capire immediatamente quali
261 sono le conseguenze nei confronti delle funzioni \func{dup} e \func{fork}.
263 Sarà così possibile rimuovere un \textit{file lock} attraverso uno qualunque
264 dei file descriptor che fanno riferimento alla stessa voce nella
265 \itindex{file~table} \textit{file table}, anche se questo è diverso da quello
266 con cui lo si è creato,\footnote{attenzione, questo non vale se il file
267 descriptor fa riferimento allo stesso file, ma attraverso una voce diversa
268 della \itindex{file~table} \textit{file table}, come accade tutte le volte
269 che si apre più volte lo stesso file.} o se si esegue la rimozione in un
270 processo figlio; inoltre una volta tolto un \textit{file lock}, la rimozione
271 avrà effetto su tutti i file descriptor che condividono la stessa voce nella
272 \itindex{file~table} \textit{file table}, e quindi, nel caso di file
273 descriptor ereditati attraverso una \func{fork}, anche su processi diversi.
275 Infine, per evitare che la terminazione imprevista di un processo lasci attivi
276 dei \textit{file lock}, quando un file viene chiuso il kernel provvede anche a
277 rimuovere tutti i blocchi ad esso associati. Anche in questo caso occorre
278 tenere presente cosa succede quando si hanno file descriptor duplicati; in tal
279 caso infatti il file non verrà effettivamente chiuso (ed il blocco rimosso)
280 fintanto che non viene rilasciata la relativa voce nella \itindex{file~table}
281 \textit{file table}; e questo avverrà solo quando tutti i file descriptor che
282 fanno riferimento alla stessa voce sono stati chiusi. Quindi, nel caso ci
283 siano duplicati o processi figli che mantengono ancora aperto un file
284 descriptor, il \textit{file lock} non viene rilasciato.
287 \subsection{Il \textit{file locking} POSIX}
288 \label{sec:file_posix_lock}
290 La seconda interfaccia per l'\textit{advisory locking} disponibile in Linux è
291 quella standardizzata da POSIX, basata sulla funzione \func{fcntl}. Abbiamo
292 già trattato questa funzione nelle sue molteplici possibilità di utilizzo in
293 sez.~\ref{sec:file_fcntl}. Quando la si impiega per il \textit{file locking}
294 essa viene usata solo secondo il seguente prototipo:
295 \begin{prototype}{fcntl.h}{int fcntl(int fd, int cmd, struct flock *lock)}
297 Applica o rimuove un \textit{file lock} sul file \param{fd}.
299 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
300 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
302 \item[\errcode{EACCES}] l'operazione è proibita per la presenza di
303 \textit{file lock} da parte di altri processi.
304 \item[\errcode{ENOLCK}] il sistema non ha le risorse per il blocco: ci
305 sono troppi segmenti di \textit{lock} aperti, si è esaurita la tabella
306 dei \textit{file lock}, o il protocollo per il blocco remoto è fallito.
307 \item[\errcode{EDEADLK}] si è richiesto un \textit{lock} su una regione
308 bloccata da un altro processo che è a sua volta in attesa dello sblocco
309 di un \textit{lock} mantenuto dal processo corrente; si avrebbe pertanto
310 un \itindex{deadlock} \textit{deadlock}. Non è garantito che il sistema
311 riconosca sempre questa situazione.
312 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale prima
313 di poter acquisire un \textit{file lock}.
315 ed inoltre \errval{EBADF}, \errval{EFAULT}.
319 Al contrario di quanto avviene con l'interfaccia basata su \func{flock} con
320 \func{fcntl} è possibile bloccare anche delle singole sezioni di un file, fino
321 al singolo byte. Inoltre la funzione permette di ottenere alcune informazioni
322 relative agli eventuali blocchi preesistenti. Per poter fare tutto questo la
323 funzione utilizza come terzo argomento una apposita struttura \struct{flock}
324 (la cui definizione è riportata in fig.~\ref{fig:struct_flock}) nella quale
325 inserire tutti i dati relativi ad un determinato blocco. Si tenga presente poi
326 che un \textit{file lock} fa sempre riferimento ad una regione, per cui si
327 potrà avere un conflitto anche se c'è soltanto una sovrapposizione parziale
328 con un'altra regione bloccata.
331 \footnotesize \centering
332 \begin{minipage}[c]{15cm}
333 \includestruct{listati/flock.h}
336 \caption{La struttura \structd{flock}, usata da \func{fcntl} per il
337 \textit{file locking}.}
338 \label{fig:struct_flock}
342 I primi tre campi della struttura, \var{l\_whence}, \var{l\_start} e
343 \var{l\_len}, servono a specificare la sezione del file a cui fa riferimento
344 il blocco: \var{l\_start} specifica il byte di partenza, \var{l\_len} la
345 lunghezza della sezione e infine \var{l\_whence} imposta il riferimento da cui
346 contare \var{l\_start}. Il valore di \var{l\_whence} segue la stessa semantica
347 dell'omonimo argomento di \func{lseek}, coi tre possibili valori
348 \const{SEEK\_SET}, \const{SEEK\_CUR} e \const{SEEK\_END}, (si vedano le
349 relative descrizioni in sez.~\ref{sec:file_lseek}).
351 Si tenga presente che un \textit{file lock} può essere richiesto anche per una
352 regione al di là della corrente fine del file, così che una eventuale
353 estensione dello stesso resti coperta dal blocco. Inoltre se si specifica un
354 valore nullo per \var{l\_len} il blocco si considera esteso fino alla
355 dimensione massima del file; in questo modo è possibile bloccare una qualunque
356 regione a partire da un certo punto fino alla fine del file, coprendo
357 automaticamente quanto eventualmente aggiunto in coda allo stesso.
362 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
364 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
367 \const{F\_RDLCK} & Richiede un blocco condiviso (\textit{read lock}).\\
368 \const{F\_WRLCK} & Richiede un blocco esclusivo (\textit{write lock}).\\
369 \const{F\_UNLCK} & Richiede l'eliminazione di un \textit{file lock}.\\
372 \caption{Valori possibili per il campo \var{l\_type} di \struct{flock}.}
373 \label{tab:file_flock_type}
376 Il tipo di \textit{file lock} richiesto viene specificato dal campo
377 \var{l\_type}, esso può assumere i tre valori definiti dalle costanti
378 riportate in tab.~\ref{tab:file_flock_type}, che permettono di richiedere
379 rispettivamente uno \textit{shared lock}, un \textit{esclusive lock}, e la
380 rimozione di un blocco precedentemente acquisito. Infine il campo \var{l\_pid}
381 viene usato solo in caso di lettura, quando si chiama \func{fcntl} con
382 \const{F\_GETLK}, e riporta il \acr{pid} del processo che detiene il
385 Oltre a quanto richiesto tramite i campi di \struct{flock}, l'operazione
386 effettivamente svolta dalla funzione è stabilita dal valore dall'argomento
387 \param{cmd} che, come già riportato in sez.~\ref{sec:file_fcntl}, specifica
388 l'azione da compiere; i valori relativi al \textit{file locking} sono tre:
389 \begin{basedescript}{\desclabelwidth{2.0cm}}
390 \item[\const{F\_GETLK}] verifica se il \textit{file lock} specificato dalla
391 struttura puntata da \param{lock} può essere acquisito: in caso negativo
392 sovrascrive la struttura \param{flock} con i valori relativi al blocco già
393 esistente che ne blocca l'acquisizione, altrimenti si limita a impostarne il
394 campo \var{l\_type} con il valore \const{F\_UNLCK}.
395 \item[\const{F\_SETLK}] se il campo \var{l\_type} della struttura puntata da
396 \param{lock} è \const{F\_RDLCK} o \const{F\_WRLCK} richiede il
397 corrispondente \textit{file lock}, se è \const{F\_UNLCK} lo rilascia. Nel
398 caso la richiesta non possa essere soddisfatta a causa di un blocco
399 preesistente la funzione ritorna immediatamente con un errore di
400 \errcode{EACCES} o di \errcode{EAGAIN}.
401 \item[\const{F\_SETLKW}] è identica a \const{F\_SETLK}, ma se la richiesta di
402 non può essere soddisfatta per la presenza di un altro blocco, mette il
403 processo in stato di attesa fintanto che il blocco precedente non viene
404 rilasciato. Se l'attesa viene interrotta da un segnale la funzione ritorna
405 con un errore di \errcode{EINTR}.
408 Si noti che per quanto detto il comando \const{F\_GETLK} non serve a rilevare
409 una presenza generica di blocco su un file, perché se ne esistono altri
410 compatibili con quello richiesto, la funzione ritorna comunque impostando
411 \var{l\_type} a \const{F\_UNLCK}. Inoltre a seconda del valore di
412 \var{l\_type} si potrà controllare o l'esistenza di un qualunque tipo di
413 blocco (se è \const{F\_WRLCK}) o di \textit{write lock} (se è
414 \const{F\_RDLCK}). Si consideri poi che può esserci più di un blocco che
415 impedisce l'acquisizione di quello richiesto (basta che le regioni si
416 sovrappongano), ma la funzione ne riporterà sempre soltanto uno, impostando
417 \var{l\_whence} a \const{SEEK\_SET} ed i valori \var{l\_start} e \var{l\_len}
418 per indicare quale è la regione bloccata.
420 Infine si tenga presente che effettuare un controllo con il comando
421 \const{F\_GETLK} e poi tentare l'acquisizione con \const{F\_SETLK} non è una
422 operazione atomica (un altro processo potrebbe acquisire un blocco fra le due
423 chiamate) per cui si deve sempre verificare il codice di ritorno di
424 \func{fcntl}\footnote{controllare il codice di ritorno delle funzioni invocate
425 è comunque una buona norma di programmazione, che permette di evitare un
426 sacco di errori difficili da tracciare proprio perché non vengono rilevati.}
427 quando la si invoca con \const{F\_SETLK}, per controllare che il blocco sia
428 stato effettivamente acquisito.
431 \centering \includegraphics[width=9cm]{img/file_lock_dead}
432 \caption{Schema di una situazione di \itindex{deadlock} \textit{deadlock}.}
433 \label{fig:file_flock_dead}
436 Non operando a livello di interi file, il \textit{file locking} POSIX
437 introduce un'ulteriore complicazione; consideriamo la situazione illustrata in
438 fig.~\ref{fig:file_flock_dead}, in cui il processo A blocca la regione 1 e il
439 processo B la regione 2. Supponiamo che successivamente il processo A richieda
440 un lock sulla regione 2 che non può essere acquisito per il preesistente lock
441 del processo 2; il processo 1 si bloccherà fintanto che il processo 2 non
442 rilasci il blocco. Ma cosa accade se il processo 2 nel frattempo tenta a sua
443 volta di ottenere un lock sulla regione A? Questa è una tipica situazione che
444 porta ad un \itindex{deadlock} \textit{deadlock}, dato che a quel punto anche
445 il processo 2 si bloccherebbe, e niente potrebbe sbloccare l'altro processo.
446 Per questo motivo il kernel si incarica di rilevare situazioni di questo tipo,
447 ed impedirle restituendo un errore di \errcode{EDEADLK} alla funzione che
448 cerca di acquisire un blocco che porterebbe ad un \itindex{deadlock}
451 Per capire meglio il funzionamento del \textit{file locking} in semantica
452 POSIX (che differisce alquanto rispetto da quello di BSD, visto
453 sez.~\ref{sec:file_flock}) esaminiamo più in dettaglio come viene gestito dal
454 kernel. Lo schema delle strutture utilizzate è riportato in
455 fig.~\ref{fig:file_posix_lock}; come si vede esso è molto simile all'analogo
456 di fig.~\ref{fig:file_flock_struct}:\footnote{in questo caso nella figura si
457 sono evidenziati solo i campi di \struct{file\_lock} significativi per la
458 semantica POSIX, in particolare adesso ciascuna struttura contiene, oltre al
459 \acr{pid} del processo in \var{fl\_pid}, la sezione di file che viene
460 bloccata grazie ai campi \var{fl\_start} e \var{fl\_end}. La struttura è
461 comunque la stessa, solo che in questo caso nel campo \var{fl\_flags} è
462 impostato il bit \const{FL\_POSIX} ed il campo \var{fl\_file} non viene
463 usato.} il blocco è sempre associato \index{inode} all'inode, solo che in
464 questo caso la titolarità non viene identificata con il riferimento ad una
465 voce nella \itindex{file~table} \textit{file table}, ma con il valore del
466 \acr{pid} del processo.
469 \centering \includegraphics[width=13cm]{img/file_posix_lock}
470 \caption{Schema dell'architettura del \textit{file locking}, nel caso
471 particolare del suo utilizzo secondo l'interfaccia standard POSIX.}
472 \label{fig:file_posix_lock}
475 Quando si richiede un \textit{file lock} il kernel effettua una scansione di
476 tutti i blocchi presenti sul file\footnote{scandisce cioè la
477 \itindex{linked~list} \textit{linked list} delle strutture
478 \struct{file\_lock}, scartando automaticamente quelle per cui
479 \var{fl\_flags} non è \const{FL\_POSIX}, così che le due interfacce restano
480 ben separate.} per verificare se la regione richiesta non si sovrappone ad
481 una già bloccata, in caso affermativo decide in base al tipo di blocco, in
482 caso negativo il nuovo blocco viene comunque acquisito ed aggiunto alla lista.
484 Nel caso di rimozione invece questa viene effettuata controllando che il
485 \acr{pid} del processo richiedente corrisponda a quello contenuto nel blocco.
486 Questa diversa modalità ha delle conseguenze precise riguardo il comportamento
487 dei \textit{file lock} POSIX. La prima conseguenza è che un \textit{file lock}
488 POSIX non viene mai ereditato attraverso una \func{fork}, dato che il processo
489 figlio avrà un \acr{pid} diverso, mentre passa indenne attraverso una
490 \func{exec} in quanto il \acr{pid} resta lo stesso. Questo comporta che, al
491 contrario di quanto avveniva con la semantica BSD, quando un processo termina
492 tutti i \textit{file lock} da esso detenuti vengono immediatamente rilasciati.
494 La seconda conseguenza è che qualunque file descriptor che faccia riferimento
495 allo stesso file (che sia stato ottenuto con una \func{dup} o con una
496 \func{open} in questo caso non fa differenza) può essere usato per rimuovere
497 un blocco, dato che quello che conta è solo il \acr{pid} del processo. Da
498 questo deriva una ulteriore sottile differenza di comportamento: dato che alla
499 chiusura di un file i blocchi ad esso associati vengono rimossi, nella
500 semantica POSIX basterà chiudere un file descriptor qualunque per cancellare
501 tutti i blocchi relativi al file cui esso faceva riferimento, anche se questi
502 fossero stati creati usando altri file descriptor che restano aperti.
504 Dato che il controllo sull'accesso ai blocchi viene eseguito sulla base del
505 \acr{pid} del processo, possiamo anche prendere in considerazione un altro
506 degli aspetti meno chiari di questa interfaccia e cioè cosa succede quando si
507 richiedono dei blocchi su regioni che si sovrappongono fra loro all'interno
508 stesso processo. Siccome il controllo, come nel caso della rimozione, si basa
509 solo sul \acr{pid} del processo che chiama la funzione, queste richieste
510 avranno sempre successo.
512 Nel caso della semantica BSD, essendo i lock relativi a tutto un file e non
513 accumulandosi,\footnote{questa ultima caratteristica è vera in generale, se
514 cioè si richiede più volte lo stesso \textit{file lock}, o più blocchi sulla
515 stessa sezione di file, le richieste non si cumulano e basta una sola
516 richiesta di rilascio per cancellare il blocco.} la cosa non ha alcun
517 effetto; la funzione ritorna con successo, senza che il kernel debba
518 modificare la lista dei \textit{file lock}. In questo caso invece si possono
519 avere una serie di situazioni diverse: ad esempio è possibile rimuovere con
520 una sola chiamata più \textit{file lock} distinti (indicando in una regione
521 che si sovrapponga completamente a quelle di questi ultimi), o rimuovere solo
522 una parte di un blocco preesistente (indicando una regione contenuta in quella
523 di un altro blocco), creando un buco, o coprire con un nuovo blocco altri
524 \textit{file lock} già ottenuti, e così via, a secondo di come si
525 sovrappongono le regioni richieste e del tipo di operazione richiesta. Il
526 comportamento seguito in questo caso che la funzione ha successo ed esegue
527 l'operazione richiesta sulla regione indicata; è compito del kernel
528 preoccuparsi di accorpare o dividere le voci nella lista dei \textit{file
529 lock} per far si che le regioni bloccate da essa risultanti siano coerenti
530 con quanto necessario a soddisfare l'operazione richiesta.
533 \footnotesize \centering
534 \begin{minipage}[c]{15cm}
535 \includecodesample{listati/Flock.c}
538 \caption{Sezione principale del codice del programma \file{Flock.c}.}
539 \label{fig:file_flock_code}
542 Per fare qualche esempio sul \textit{file locking} si è scritto un programma che
543 permette di bloccare una sezione di un file usando la semantica POSIX, o un
544 intero file usando la semantica BSD; in fig.~\ref{fig:file_flock_code} è
545 riportata il corpo principale del codice del programma, (il testo completo è
546 allegato nella directory dei sorgenti).
548 La sezione relativa alla gestione delle opzioni al solito si è omessa, come la
549 funzione che stampa le istruzioni per l'uso del programma, essa si cura di
550 impostare le variabili \var{type}, \var{start} e \var{len}; queste ultime due
551 vengono inizializzate al valore numerico fornito rispettivamente tramite gli
552 switch \code{-s} e \cmd{-l}, mentre il valore della prima viene impostato con
553 le opzioni \cmd{-w} e \cmd{-r} si richiede rispettivamente o un \textit{write
554 lock} o \textit{read lock} (i due valori sono esclusivi, la variabile
555 assumerà quello che si è specificato per ultimo). Oltre a queste tre vengono
556 pure impostate la variabile \var{bsd}, che abilita la semantica omonima quando
557 si invoca l'opzione \cmd{-f} (il valore preimpostato è nullo, ad indicare la
558 semantica POSIX), e la variabile \var{cmd} che specifica la modalità di
559 richiesta del \textit{file lock} (bloccante o meno), a seconda dell'opzione
562 Il programma inizia col controllare (\texttt{\small 11--14}) che venga passato
563 un argomento (il file da bloccare), che sia stato scelto (\texttt{\small
564 15--18}) il tipo di blocco, dopo di che apre (\texttt{\small 19}) il file,
565 uscendo (\texttt{\small 20--23}) in caso di errore. A questo punto il
566 comportamento dipende dalla semantica scelta; nel caso sia BSD occorre
567 reimpostare il valore di \var{cmd} per l'uso con \func{flock}; infatti il
568 valore preimpostato fa riferimento alla semantica POSIX e vale rispettivamente
569 \const{F\_SETLKW} o \const{F\_SETLK} a seconda che si sia impostato o meno la
572 Nel caso si sia scelta la semantica BSD (\texttt{\small 25--34}) prima si
573 controlla (\texttt{\small 27--31}) il valore di \var{cmd} per determinare se
574 si vuole effettuare una chiamata bloccante o meno, reimpostandone il valore
575 opportunamente, dopo di che a seconda del tipo di blocco al valore viene
576 aggiunta la relativa opzione (con un OR aritmetico, dato che \func{flock}
577 vuole un argomento \param{operation} in forma di maschera binaria. Nel caso
578 invece che si sia scelta la semantica POSIX le operazioni sono molto più
579 immediate, si prepara (\texttt{\small 36--40}) la struttura per il lock, e lo
580 esegue (\texttt{\small 41}).
582 In entrambi i casi dopo aver richiesto il blocco viene controllato il
583 risultato uscendo (\texttt{\small 44--46}) in caso di errore, o stampando un
584 messaggio (\texttt{\small 47--49}) in caso di successo. Infine il programma si
585 pone in attesa (\texttt{\small 50}) finché un segnale (ad esempio un \cmd{C-c}
586 dato da tastiera) non lo interrompa; in questo caso il programma termina, e
587 tutti i blocchi vengono rilasciati.
589 Con il programma possiamo fare varie verifiche sul funzionamento del
590 \textit{file locking}; cominciamo con l'eseguire un \textit{read lock} su un
591 file, ad esempio usando all'interno di un terminale il seguente comando:
594 \begin{minipage}[c]{12cm}
596 [piccardi@gont sources]$ ./flock -r Flock.c
599 \end{minipage}\vspace{1mm}
601 il programma segnalerà di aver acquisito un blocco e si bloccherà; in questo
602 caso si è usato il \textit{file locking} POSIX e non avendo specificato niente
603 riguardo alla sezione che si vuole bloccare sono stati usati i valori
604 preimpostati che bloccano tutto il file. A questo punto se proviamo ad
605 eseguire lo stesso comando in un altro terminale, e avremo lo stesso
606 risultato. Se invece proviamo ad eseguire un \textit{write lock} avremo:
609 \begin{minipage}[c]{12cm}
611 [piccardi@gont sources]$ ./flock -w Flock.c
612 Failed lock: Resource temporarily unavailable
614 \end{minipage}\vspace{1mm}
616 come ci aspettiamo il programma terminerà segnalando l'indisponibilità del
617 blocco, dato che il file è bloccato dal precedente \textit{read lock}. Si noti
618 che il risultato è lo stesso anche se si richiede il blocco su una sola parte
619 del file con il comando:
622 \begin{minipage}[c]{12cm}
624 [piccardi@gont sources]$ ./flock -w -s0 -l10 Flock.c
625 Failed lock: Resource temporarily unavailable
627 \end{minipage}\vspace{1mm}
629 se invece blocchiamo una regione con:
632 \begin{minipage}[c]{12cm}
634 [piccardi@gont sources]$ ./flock -r -s0 -l10 Flock.c
637 \end{minipage}\vspace{1mm}
639 una volta che riproviamo ad acquisire il \textit{write lock} i risultati
640 dipenderanno dalla regione richiesta; ad esempio nel caso in cui le due
641 regioni si sovrappongono avremo che:
644 \begin{minipage}[c]{12cm}
646 [piccardi@gont sources]$ ./flock -w -s5 -l15 Flock.c
647 Failed lock: Resource temporarily unavailable
649 \end{minipage}\vspace{1mm}
651 ed il blocco viene rifiutato, ma se invece si richiede una regione distinta
655 \begin{minipage}[c]{12cm}
657 [piccardi@gont sources]$ ./flock -w -s11 -l15 Flock.c
660 \end{minipage}\vspace{1mm}
662 ed il blocco viene acquisito. Se a questo punto si prova ad eseguire un
663 \textit{read lock} che comprende la nuova regione bloccata in scrittura:
666 \begin{minipage}[c]{12cm}
668 [piccardi@gont sources]$ ./flock -r -s10 -l20 Flock.c
669 Failed lock: Resource temporarily unavailable
671 \end{minipage}\vspace{1mm}
673 come ci aspettiamo questo non sarà consentito.
675 Il programma di norma esegue il tentativo di acquisire il lock in modalità non
676 bloccante, se però usiamo l'opzione \cmd{-b} possiamo impostare la modalità
677 bloccante, riproviamo allora a ripetere le prove precedenti con questa
681 \begin{minipage}[c]{12cm}
683 [piccardi@gont sources]$ ./flock -r -b -s0 -l10 Flock.c Lock acquired
685 \end{minipage}\vspace{1mm}
687 il primo comando acquisisce subito un \textit{read lock}, e quindi non cambia
688 nulla, ma se proviamo adesso a richiedere un \textit{write lock} che non potrà
689 essere acquisito otterremo:
692 \begin{minipage}[c]{12cm}
694 [piccardi@gont sources]$ ./flock -w -s0 -l10 Flock.c
696 \end{minipage}\vspace{1mm}
698 il programma cioè si bloccherà nella chiamata a \func{fcntl}; se a questo
699 punto rilasciamo il precedente blocco (terminando il primo comando un
700 \texttt{C-c} sul terminale) potremo verificare che sull'altro terminale il
701 blocco viene acquisito, con la comparsa di una nuova riga:
704 \begin{minipage}[c]{12cm}
706 [piccardi@gont sources]$ ./flock -w -s0 -l10 Flock.c
709 \end{minipage}\vspace{3mm}
712 Un'altra cosa che si può controllare con il nostro programma è l'interazione
713 fra i due tipi di blocco; se ripartiamo dal primo comando con cui si è
714 ottenuto un blocco in lettura sull'intero file, possiamo verificare cosa
715 succede quando si cerca di ottenere un blocco in scrittura con la semantica
719 \begin{minipage}[c]{12cm}
721 [root@gont sources]# ./flock -f -w Flock.c
724 \end{minipage}\vspace{1mm}
726 che ci mostra come i due tipi di blocco siano assolutamente indipendenti; per
727 questo motivo occorre sempre tenere presente quale fra le due semantiche
728 disponibili stanno usando i programmi con cui si interagisce, dato che i
729 blocchi applicati con l'altra non avrebbero nessun effetto.
733 \subsection{La funzione \func{lockf}}
734 \label{sec:file_lockf}
736 Abbiamo visto come l'interfaccia POSIX per il \textit{file locking} sia molto
737 più potente e flessibile di quella di BSD, questo comporta anche una maggiore
738 complessità per via delle varie opzioni da passare a \func{fcntl}. Per questo
739 motivo è disponibile anche una interfaccia semplificata (ripresa da System V)
740 che utilizza la funzione \funcd{lockf}, il cui prototipo è:
741 \begin{prototype}{sys/file.h}{int lockf(int fd, int cmd, off\_t len)}
743 Applica, controlla o rimuove un \textit{file lock} sul file \param{fd}.
745 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
746 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
748 \item[\errcode{EWOULDBLOCK}] non è possibile acquisire il lock, e si è
749 selezionato \const{LOCK\_NB}, oppure l'operazione è proibita perché il
750 file è mappato in memoria.
751 \item[\errcode{ENOLCK}] il sistema non ha le risorse per il blocco: ci
752 sono troppi segmenti di \textit{lock} aperti, si è esaurita la tabella
753 dei \textit{file lock}.
755 ed inoltre \errval{EBADF}, \errval{EINVAL}.
759 Il comportamento della funzione dipende dal valore dell'argomento \param{cmd},
760 che specifica quale azione eseguire; i valori possibili sono riportati in
761 tab.~\ref{tab:file_lockf_type}.
766 \begin{tabular}[c]{|l|p{7cm}|}
768 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
771 \const{LOCK\_SH}& Richiede uno \textit{shared lock}. Più processi possono
772 mantenere un blocco condiviso sullo stesso file.\\
773 \const{LOCK\_EX}& Richiede un \textit{exclusive lock}. Un solo processo
774 alla volta può mantenere un blocco esclusivo su un file.\\
775 \const{LOCK\_UN}& Sblocca il file.\\
776 \const{LOCK\_NB}& Non blocca la funzione quando il blocco non è disponibile,
777 si specifica sempre insieme ad una delle altre operazioni
778 con un OR aritmetico dei valori.\\
781 \caption{Valori possibili per l'argomento \param{cmd} di \func{lockf}.}
782 \label{tab:file_lockf_type}
785 Qualora il blocco non possa essere acquisito, a meno di non aver specificato
786 \const{LOCK\_NB}, la funzione si blocca fino alla disponibilità dello stesso.
787 Dato che la funzione è implementata utilizzando \func{fcntl} la semantica
788 delle operazioni è la stessa di quest'ultima (pertanto la funzione non è
789 affatto equivalente a \func{flock}).
793 \subsection{Il \textit{mandatory locking}}
794 \label{sec:file_mand_locking}
796 \itindbeg{mandatory~locking|(}
798 Il \textit{mandatory locking} è una opzione introdotta inizialmente in SVr4,
799 per introdurre un \textit{file locking} che, come dice il nome, fosse
800 effettivo indipendentemente dai controlli eseguiti da un processo. Con il
801 \textit{mandatory locking} infatti è possibile far eseguire il blocco del file
802 direttamente al sistema, così che, anche qualora non si predisponessero le
803 opportune verifiche nei processi, questo verrebbe comunque rispettato.
805 Per poter utilizzare il \textit{mandatory locking} è stato introdotto un
806 utilizzo particolare del bit \itindex{sgid~bit} \acr{sgid}. Se si ricorda
807 quanto esposto in sez.~\ref{sec:file_special_perm}), esso viene di norma
808 utilizzato per cambiare il group-ID effettivo con cui viene eseguito un
809 programma, ed è pertanto sempre associato alla presenza del permesso di
810 esecuzione per il gruppo. Impostando questo bit su un file senza permesso di
811 esecuzione in un sistema che supporta il \textit{mandatory locking}, fa sì che
812 quest'ultimo venga attivato per il file in questione. In questo modo una
813 combinazione dei permessi originariamente non contemplata, in quanto senza
814 significato, diventa l'indicazione della presenza o meno del \textit{mandatory
815 locking}.\footnote{un lettore attento potrebbe ricordare quanto detto in
816 sez.~\ref{sec:file_perm_management} e cioè che il bit \acr{sgid} viene
817 cancellato (come misura di sicurezza) quando di scrive su un file, questo
818 non vale quando esso viene utilizzato per attivare il \textit{mandatory
821 L'uso del \textit{mandatory locking} presenta vari aspetti delicati, dato che
822 neanche l'amministratore può passare sopra ad un \textit{file lock}; pertanto
823 un processo che blocchi un file cruciale può renderlo completamente
824 inaccessibile, rendendo completamente inutilizzabile il sistema\footnote{il
825 problema si potrebbe risolvere rimuovendo il bit \itindex{sgid~bit}
826 \acr{sgid}, ma non è detto che sia così facile fare questa operazione con un
827 sistema bloccato.} inoltre con il \textit{mandatory locking} si può
828 bloccare completamente un server NFS richiedendo una lettura su un file su cui
829 è attivo un blocco. Per questo motivo l'abilitazione del \textit{mandatory
830 locking} è di norma disabilitata, e deve essere attivata filesystem per
831 filesystem in fase di montaggio (specificando l'apposita opzione di
832 \func{mount} riportata in tab.~\ref{tab:sys_mount_flags}, o con l'opzione
833 \code{-o mand} per il comando omonimo).
835 Si tenga presente inoltre che il \textit{mandatory locking} funziona solo
836 sull'interfaccia POSIX di \func{fcntl}. Questo ha due conseguenze: che non si
837 ha nessun effetto sui \textit{file lock} richiesti con l'interfaccia di
838 \func{flock}, e che la granularità del blocco è quella del singolo byte, come
841 La sintassi di acquisizione dei blocchi è esattamente la stessa vista in
842 precedenza per \func{fcntl} e \func{lockf}, la differenza è che in caso di
843 \textit{mandatory lock} attivato non è più necessario controllare la
844 disponibilità di accesso al file, ma si potranno usare direttamente le
845 ordinarie funzioni di lettura e scrittura e sarà compito del kernel gestire
846 direttamente il \textit{file locking}.
848 Questo significa che in caso di \textit{read lock} la lettura dal file potrà
849 avvenire normalmente con \func{read}, mentre una \func{write} si bloccherà
850 fino al rilascio del blocco, a meno di non aver aperto il file con
851 \const{O\_NONBLOCK}, nel qual caso essa ritornerà immediatamente con un errore
854 Se invece si è acquisito un \textit{write lock} tutti i tentativi di leggere o
855 scrivere sulla regione del file bloccata fermeranno il processo fino al
856 rilascio del blocco, a meno che il file non sia stato aperto con
857 \const{O\_NONBLOCK}, nel qual caso di nuovo si otterrà un ritorno immediato
858 con l'errore di \errcode{EAGAIN}.
860 Infine occorre ricordare che le funzioni di lettura e scrittura non sono le
861 sole ad operare sui contenuti di un file, e che sia \func{creat} che
862 \func{open} (quando chiamata con \const{O\_TRUNC}) effettuano dei cambiamenti,
863 così come \func{truncate}, riducendone le dimensioni (a zero nei primi due
864 casi, a quanto specificato nel secondo). Queste operazioni sono assimilate a
865 degli accessi in scrittura e pertanto non potranno essere eseguite (fallendo
866 con un errore di \errcode{EAGAIN}) su un file su cui sia presente un qualunque
867 blocco (le prime due sempre, la terza solo nel caso che la riduzione delle
868 dimensioni del file vada a sovrapporsi ad una regione bloccata).
870 L'ultimo aspetto della interazione del \textit{mandatory locking} con le
871 funzioni di accesso ai file è quello relativo ai file mappati in memoria (che
872 abbiamo trattato in sez.~\ref{sec:file_memory_map}); anche in tal caso
873 infatti, quando si esegue la mappatura con l'opzione \const{MAP\_SHARED}, si
874 ha un accesso al contenuto del file. Lo standard SVID prevede che sia
875 impossibile eseguire il memory mapping di un file su cui sono presenti dei
876 blocchi\footnote{alcuni sistemi, come HP-UX, sono ancora più restrittivi e lo
877 impediscono anche in caso di \textit{advisory locking}, anche se questo
878 comportamento non ha molto senso, dato che comunque qualunque accesso
879 diretto al file è consentito.} in Linux è stata però fatta la scelta
880 implementativa\footnote{per i dettagli si possono leggere le note relative
881 all'implementazione, mantenute insieme ai sorgenti del kernel nel file
882 \file{Documentation/mandatory.txt}.} di seguire questo comportamento
883 soltanto quando si chiama \func{mmap} con l'opzione \const{MAP\_SHARED} (nel
884 qual caso la funzione fallisce con il solito \errcode{EAGAIN}) che comporta la
885 possibilità di modificare il file.
887 \index{file!locking|)}
889 \itindend{mandatory~locking|(}
892 \section{L'\textit{I/O multiplexing}}
893 \label{sec:file_multiplexing}
896 Uno dei problemi che si presentano quando si deve operare contemporaneamente
897 su molti file usando le funzioni illustrate in
898 cap.~\ref{cha:file_unix_interface} e cap.~\ref{cha:files_std_interface} è che
899 si può essere bloccati nelle operazioni su un file mentre un altro potrebbe
900 essere disponibile. L'\textit{I/O multiplexing} nasce risposta a questo
901 problema. In questa sezione forniremo una introduzione a questa problematica
902 ed analizzeremo le varie funzioni usate per implementare questa modalità di
906 \subsection{La problematica dell'\textit{I/O multiplexing}}
907 \label{sec:file_noblocking}
909 Abbiamo visto in sez.~\ref{sec:sig_gen_beha}, affrontando la suddivisione fra
910 \textit{fast} e \textit{slow} system call,\index{system~call~lente} che in
911 certi casi le funzioni di I/O possono bloccarsi indefinitamente.\footnote{si
912 ricordi però che questo può accadere solo per le pipe, i socket ed alcuni
913 file di dispositivo\index{file!di~dispositivo}; sui file normali le funzioni
914 di lettura e scrittura ritornano sempre subito.} Ad esempio le operazioni
915 di lettura possono bloccarsi quando non ci sono dati disponibili sul
916 descrittore su cui si sta operando.
918 Questo comportamento causa uno dei problemi più comuni che ci si trova ad
919 affrontare nelle operazioni di I/O, che si verifica quando si deve operare con
920 più file descriptor eseguendo funzioni che possono bloccarsi senza che sia
921 possibile prevedere quando questo può avvenire (il caso più classico è quello
922 di un server in attesa di dati in ingresso da vari client). Quello che può
923 accadere è di restare bloccati nell'eseguire una operazione su un file
924 descriptor che non è ``\textsl{pronto}'', quando ce ne potrebbe essere un
925 altro disponibile. Questo comporta nel migliore dei casi una operazione
926 ritardata inutilmente nell'attesa del completamento di quella bloccata, mentre
927 nel peggiore dei casi (quando la conclusione della operazione bloccata dipende
928 da quanto si otterrebbe dal file descriptor ``\textsl{disponibile}'') si
929 potrebbe addirittura arrivare ad un \itindex{deadlock} \textit{deadlock}.
931 Abbiamo già accennato in sez.~\ref{sec:file_open} che è possibile prevenire
932 questo tipo di comportamento delle funzioni di I/O aprendo un file in
933 \textsl{modalità non-bloccante}, attraverso l'uso del flag \const{O\_NONBLOCK}
934 nella chiamata di \func{open}. In questo caso le funzioni di input/output
935 eseguite sul file che si sarebbero bloccate, ritornano immediatamente,
936 restituendo l'errore \errcode{EAGAIN}. L'utilizzo di questa modalità di I/O
937 permette di risolvere il problema controllando a turno i vari file descriptor,
938 in un ciclo in cui si ripete l'accesso fintanto che esso non viene garantito.
939 Ovviamente questa tecnica, detta \itindex{polling} \textit{polling}, è
940 estremamente inefficiente: si tiene costantemente impiegata la CPU solo per
941 eseguire in continuazione delle system call che nella gran parte dei casi
944 Per superare questo problema è stato introdotto il concetto di \textit{I/O
945 multiplexing}, una nuova modalità di operazioni che consente di tenere sotto
946 controllo più file descriptor in contemporanea, permettendo di bloccare un
947 processo quando le operazioni volute non sono possibili, e di riprenderne
948 l'esecuzione una volta che almeno una di quelle richieste sia effettuabile, in
949 modo da poterla eseguire con la sicurezza di non restare bloccati.
951 Dato che, come abbiamo già accennato, per i normali file su disco non si ha
952 mai un accesso bloccante, l'uso più comune delle funzioni che esamineremo nei
953 prossimi paragrafi è per i server di rete, in cui esse vengono utilizzate per
954 tenere sotto controllo dei socket; pertanto ritorneremo su di esse con
955 ulteriori dettagli e qualche esempio di utilizzo concreto in
956 sez.~\ref{sec:TCP_sock_multiplexing}.
959 \subsection{Le funzioni \func{select} e \func{pselect}}
960 \label{sec:file_select}
962 Il primo kernel unix-like ad introdurre una interfaccia per l'\textit{I/O
963 multiplexing} è stato BSD,\footnote{la funzione \func{select} è apparsa in
964 BSD4.2 e standardizzata in BSD4.4, ma è stata portata su tutti i sistemi che
965 supportano i socket, compreso le varianti di System V.} con la funzione
966 \funcd{select}, il cui prototipo è:
968 \headdecl{sys/time.h}
969 \headdecl{sys/types.h}
971 \funcdecl{int select(int ndfs, fd\_set *readfds, fd\_set *writefds, fd\_set
972 *exceptfds, struct timeval *timeout)}
974 Attende che uno dei file descriptor degli insiemi specificati diventi
977 \bodydesc{La funzione in caso di successo restituisce il numero di file
978 descriptor (anche nullo) che sono attivi, e -1 in caso di errore, nel qual
979 caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
981 \item[\errcode{EBADF}] si è specificato un file descriptor sbagliato in uno
983 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale.
984 \item[\errcode{EINVAL}] si è specificato per \param{ndfs} un valore negativo
985 o un valore non valido per \param{timeout}.
987 ed inoltre \errval{ENOMEM}.
991 La funzione mette il processo in stato di \textit{sleep} (vedi
992 tab.~\ref{tab:proc_proc_states}) fintanto che almeno uno dei file descriptor
993 degli insiemi specificati (\param{readfds}, \param{writefds} e
994 \param{exceptfds}), non diventa attivo, per un tempo massimo specificato da
997 \itindbeg{file~descriptor~set}
999 Per specificare quali file descriptor si intende selezionare la funzione usa
1000 un particolare oggetto, il \textit{file descriptor set}, identificato dal tipo
1001 \type{fd\_set}, che serve ad identificare un insieme di file descriptor, in
1002 maniera analoga a come un \itindex{signal~set} \textit{signal set} (vedi
1003 sez.~\ref{sec:sig_sigset}) identifica un insieme di segnali. Per la
1004 manipolazione di questi \textit{file descriptor set} si possono usare delle
1005 opportune macro di preprocessore:
1007 \headdecl{sys/time.h}
1008 \headdecl{sys/types.h}
1010 \funcdecl{void \macro{FD\_ZERO}(fd\_set *set)}
1011 Inizializza l'insieme (vuoto).
1013 \funcdecl{void \macro{FD\_SET}(int fd, fd\_set *set)}
1014 Inserisce il file descriptor \param{fd} nell'insieme.
1016 \funcdecl{void \macro{FD\_CLR}(int fd, fd\_set *set)}
1017 Rimuove il file descriptor \param{fd} dall'insieme.
1019 \funcdecl{int \macro{FD\_ISSET}(int fd, fd\_set *set)}
1020 Controlla se il file descriptor \param{fd} è nell'insieme.
1023 In genere un \textit{file descriptor set} può contenere fino ad un massimo di
1024 \const{FD\_SETSIZE} file descriptor. Questo valore in origine corrispondeva
1025 al limite per il numero massimo di file aperti\footnote{ad esempio in Linux,
1026 fino alla serie 2.0.x, c'era un limite di 256 file per processo.}, ma da
1027 quando, come nelle versioni più recenti del kernel, questo limite è stato
1028 rimosso, esso indica le dimensioni massime dei numeri usati nei \textit{file
1029 descriptor set}.\footnote{il suo valore, secondo lo standard POSIX
1030 1003.1-2001, è definito in \file{sys/select.h}, ed è pari a 1024.}
1032 Si tenga presente che i \textit{file descriptor set} devono sempre essere
1033 inizializzati con \macro{FD\_ZERO}; passare a \func{select} un valore non
1034 inizializzato può dar luogo a comportamenti non prevedibili; allo stesso modo
1035 usare \macro{FD\_SET} o \macro{FD\_CLR} con un file descriptor il cui valore
1036 eccede \const{FD\_SETSIZE} può dare luogo ad un comportamento indefinito.
1038 La funzione richiede di specificare tre insiemi distinti di file descriptor;
1039 il primo, \param{readfds}, verrà osservato per rilevare la disponibilità di
1040 effettuare una lettura,\footnote{per essere precisi la funzione ritornerà in
1041 tutti i casi in cui la successiva esecuzione di \func{read} risulti non
1042 bloccante, quindi anche in caso di \textit{end-of-file}; inoltre con Linux
1043 possono verificarsi casi particolari, ad esempio quando arrivano dati su un
1044 socket dalla rete che poi risultano corrotti e vengono scartati, può
1045 accadere che \func{select} riporti il relativo file descriptor come
1046 leggibile, ma una successiva \func{read} si blocchi.} il secondo,
1047 \param{writefds}, per verificare la possibilità di effettuare una scrittura ed
1048 il terzo, \param{exceptfds}, per verificare l'esistenza di eccezioni (come i
1049 dati urgenti \itindex{out-of-band} su un socket, vedi
1050 sez.~\ref{sec:TCP_urgent_data}).
1052 Dato che in genere non si tengono mai sotto controllo fino a
1053 \const{FD\_SETSIZE} file contemporaneamente la funzione richiede di
1054 specificare qual è il valore più alto fra i file descriptor indicati nei tre
1055 insiemi precedenti. Questo viene fatto per efficienza, per evitare di passare
1056 e far controllare al kernel una quantità di memoria superiore a quella
1057 necessaria. Questo limite viene indicato tramite l'argomento \param{ndfs}, che
1058 deve corrispondere al valore massimo aumentato di uno.\footnote{si ricordi che
1059 i file descriptor sono numerati progressivamente a partire da zero, ed il
1060 valore indica il numero più alto fra quelli da tenere sotto controllo;
1061 dimenticarsi di aumentare di uno il valore di \param{ndfs} è un errore
1064 Infine l'argomento \param{timeout}, espresso con una struttura di tipo
1065 \struct{timeval} (vedi fig.~\ref{fig:sys_timeval_struct}) specifica un tempo
1066 massimo di attesa prima che la funzione ritorni; se impostato a \val{NULL} la
1067 funzione attende indefinitamente. Si può specificare anche un tempo nullo
1068 (cioè una struttura \struct{timeval} con i campi impostati a zero), qualora si
1069 voglia semplicemente controllare lo stato corrente dei file descriptor.
1071 La funzione restituisce il numero di file descriptor pronti,\footnote{questo è
1072 il comportamento previsto dallo standard, ma la standardizzazione della
1073 funzione è recente, ed esistono ancora alcune versioni di Unix che non si
1074 comportano in questo modo.} e ciascun insieme viene sovrascritto per
1075 indicare quali sono i file descriptor pronti per le operazioni ad esso
1076 relative, in modo da poterli controllare con \macro{FD\_ISSET}. Se invece si
1077 ha un timeout viene restituito un valore nullo e gli insiemi non vengono
1078 modificati. In caso di errore la funzione restituisce -1, ed i valori dei tre
1079 insiemi sono indefiniti e non si può fare nessun affidamento sul loro
1082 \itindend{file~descriptor~set}
1084 Una volta ritornata la funzione si potrà controllare quali sono i file
1085 descriptor pronti ed operare su di essi, si tenga presente però che si tratta
1086 solo di un suggerimento, esistono infatti condizioni\footnote{ad esempio
1087 quando su un socket arrivano dei dati che poi vengono scartati perché
1088 corrotti.} in cui \func{select} può riportare in maniera spuria che un file
1089 descriptor è pronto in lettura, quando una successiva lettura si bloccherebbe.
1090 Per questo quando si usa \textit{I/O multiplexing} è sempre raccomandato l'uso
1091 delle funzioni di lettura e scrittura in modalità non bloccante.
1093 In Linux \func{select} modifica anche il valore di \param{timeout},
1094 impostandolo al tempo restante, quando la funzione viene interrotta da un
1095 segnale. In tal caso infatti si ha un errore di \errcode{EINTR}, ed occorre
1096 rilanciare la funzione; in questo modo non è necessario ricalcolare tutte le
1097 volte il tempo rimanente. Questo può causare problemi di portabilità sia
1098 quando si usa codice scritto su Linux che legge questo valore, sia quando si
1099 usano programmi scritti per altri sistemi che non dispongono di questa
1100 caratteristica e ricalcolano \param{timeout} tutte le volte.\footnote{in
1101 genere questa caratteristica è disponibile nei sistemi che derivano da
1102 System V e non è disponibile per quelli che derivano da BSD; lo standard
1103 POSIX.1-2001 non permette questo comportamento.}
1105 Uno dei problemi che si presentano con l'uso di \func{select} è che il suo
1106 comportamento dipende dal valore del file descriptor che si vuole tenere sotto
1107 controllo. Infatti il kernel riceve con \param{ndfs} un limite massimo per
1108 tale valore, e per capire quali sono i file descriptor da tenere sotto
1109 controllo dovrà effettuare una scansione su tutto l'intervallo, che può anche
1110 essere molto ampio anche se i file descriptor sono solo poche unità; tutto ciò
1111 ha ovviamente delle conseguenze ampiamente negative per le prestazioni.
1113 Inoltre c'è anche il problema che il numero massimo dei file che si possono
1114 tenere sotto controllo, la funzione è nata quando il kernel consentiva un
1115 numero massimo di 1024 file descriptor per processo, adesso che il numero può
1116 essere arbitrario si viene a creare una dipendenza del tutto artificiale dalle
1117 dimensioni della struttura \type{fd\_set}, che può necessitare di essere
1118 estesa, con ulteriori perdite di prestazioni.
1120 Lo standard POSIX è rimasto a lungo senza primitive per l'\textit{I/O
1121 multiplexing}, introdotto solo con le ultime revisioni dello standard (POSIX
1122 1003.1g-2000 e POSIX 1003.1-2001). La scelta è stata quella di seguire
1123 l'interfaccia creata da BSD, ma prevede che tutte le funzioni ad esso relative
1124 vengano dichiarate nell'header \file{sys/select.h}, che sostituisce i
1125 precedenti, ed inoltre aggiunge a \func{select} una nuova funzione
1126 \funcd{pselect},\footnote{il supporto per lo standard POSIX 1003.1-2001, ed
1127 l'header \file{sys/select.h}, compaiono in Linux a partire dalle \acr{glibc}
1128 2.1. Le \acr{libc4} e \acr{libc5} non contengono questo header, le
1129 \acr{glibc} 2.0 contengono una definizione sbagliata di \func{psignal},
1130 senza l'argomento \param{sigmask}, la definizione corretta è presente dalle
1131 \acr{glibc} 2.1-2.2.1 se si è definito \macro{\_GNU\_SOURCE} e nelle
1132 \acr{glibc} 2.2.2-2.2.4 se si è definito \macro{\_XOPEN\_SOURCE} con valore
1133 maggiore di 600.} il cui prototipo è:
1134 \begin{prototype}{sys/select.h}
1135 {int pselect(int n, fd\_set *readfds, fd\_set *writefds, fd\_set *exceptfds,
1136 struct timespec *timeout, sigset\_t *sigmask)}
1138 Attende che uno dei file descriptor degli insiemi specificati diventi
1141 \bodydesc{La funzione in caso di successo restituisce il numero di file
1142 descriptor (anche nullo) che sono attivi, e -1 in caso di errore, nel qual
1143 caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1145 \item[\errcode{EBADF}] si è specificato un file descriptor sbagliato in uno
1147 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale.
1148 \item[\errcode{EINVAL}] si è specificato per \param{ndfs} un valore negativo
1149 o un valore non valido per \param{timeout}.
1151 ed inoltre \errval{ENOMEM}.}
1154 La funzione è sostanzialmente identica a \func{select}, solo che usa una
1155 struttura \struct{timespec} (vedi fig.~\ref{fig:sys_timespec_struct}) per
1156 indicare con maggiore precisione il timeout e non ne aggiorna il valore in
1157 caso di interruzione.\footnote{in realtà la system call di Linux aggiorna il
1158 valore al tempo rimanente, ma la funzione fornita dalle \acr{glibc} modifica
1159 questo comportamento passando alla system call una variabile locale, in modo
1160 da mantenere l'aderenza allo standard POSIX che richiede che il valore di
1161 \param{timeout} non sia modificato.} Inoltre prende un argomento aggiuntivo
1162 \param{sigmask} che è il puntatore ad una maschera di segnali (si veda
1163 sez.~\ref{sec:sig_sigmask}). La maschera corrente viene sostituita da questa
1164 immediatamente prima di eseguire l'attesa, e ripristinata al ritorno della
1167 L'uso di \param{sigmask} è stato introdotto allo scopo di prevenire possibili
1168 \textit{race condition} \itindex{race~condition} quando ci si deve porre in
1169 attesa sia di un segnale che di dati. La tecnica classica è quella di
1170 utilizzare il gestore per impostare una variabile globale e controllare questa
1171 nel corpo principale del programma; abbiamo visto in
1172 sez.~\ref{sec:sig_example} come questo lasci spazio a possibili race
1173 condition, per cui diventa essenziale utilizzare \func{sigprocmask} per
1174 disabilitare la ricezione del segnale prima di eseguire il controllo e
1175 riabilitarlo dopo l'esecuzione delle relative operazioni, onde evitare
1176 l'arrivo di un segnale immediatamente dopo il controllo, che andrebbe perso.
1178 Nel nostro caso il problema si pone quando oltre al segnale si devono tenere
1179 sotto controllo anche dei file descriptor con \func{select}, in questo caso si
1180 può fare conto sul fatto che all'arrivo di un segnale essa verrebbe interrotta
1181 e si potrebbero eseguire di conseguenza le operazioni relative al segnale e
1182 alla gestione dati con un ciclo del tipo:
1183 \includecodesnip{listati/select_race.c}
1184 qui però emerge una \itindex{race~condition} \textit{race condition}, perché
1185 se il segnale arriva prima della chiamata a \func{select}, questa non verrà
1186 interrotta, e la ricezione del segnale non sarà rilevata.
1188 Per questo è stata introdotta \func{pselect} che attraverso l'argomento
1189 \param{sigmask} permette di riabilitare la ricezione il segnale
1190 contestualmente all'esecuzione della funzione,\footnote{in Linux però, fino al
1191 kernel 2.6.16, non era presente la relativa system call, e la funzione era
1192 implementata nelle \acr{glibc} attraverso \func{select} (vedi \texttt{man
1193 select\_tut}) per cui la possibilità di \itindex{race~condition}
1194 \textit{race condition} permaneva; in tale situazione si può ricorrere ad una
1195 soluzione alternativa, chiamata \itindex{self-pipe trick} \textit{self-pipe
1196 trick}, che consiste nell'aprire una pipe (vedi sez.~\ref{sec:ipc_pipes})
1197 ed usare \func{select} sul capo in lettura della stessa; si può indicare
1198 l'arrivo di un segnale scrivendo sul capo in scrittura all'interno del
1199 gestore dello stesso; in questo modo anche se il segnale va perso prima
1200 della chiamata di \func{select} questa lo riconoscerà comunque dalla
1201 presenza di dati sulla pipe.} ribloccandolo non appena essa ritorna, così
1202 che il precedente codice potrebbe essere riscritto nel seguente modo:
1203 \includecodesnip{listati/pselect_norace.c}
1204 in questo caso utilizzando \var{oldmask} durante l'esecuzione di
1205 \func{pselect} la ricezione del segnale sarà abilitata, ed in caso di
1206 interruzione si potranno eseguire le relative operazioni.
1209 \subsection{Le funzioni \func{poll} e \func{ppoll}}
1210 \label{sec:file_poll}
1212 Nello sviluppo di System V, invece di utilizzare l'interfaccia di
1213 \func{select}, che è una estensione tipica di BSD, è stata introdotta un'altra
1214 interfaccia, basata sulla funzione \funcd{poll},\footnote{la funzione è
1215 prevista dallo standard XPG4, ed è stata introdotta in Linux come system
1216 call a partire dal kernel 2.1.23 ed inserita nelle \acr{libc} 5.4.28.} il
1218 \begin{prototype}{sys/poll.h}
1219 {int poll(struct pollfd *ufds, unsigned int nfds, int timeout)}
1221 La funzione attende un cambiamento di stato su un insieme di file
1224 \bodydesc{La funzione restituisce il numero di file descriptor con attività
1225 in caso di successo, o 0 se c'è stato un timeout e -1 in caso di errore,
1226 ed in quest'ultimo caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1228 \item[\errcode{EBADF}] si è specificato un file descriptor sbagliato in uno
1230 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale.
1231 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{nfds} eccede il limite
1232 \macro{RLIMIT\_NOFILE}.
1234 ed inoltre \errval{EFAULT} e \errval{ENOMEM}.}
1237 La funzione permette di tenere sotto controllo contemporaneamente \param{ndfs}
1238 file descriptor, specificati attraverso il puntatore \param{ufds} ad un
1239 vettore di strutture \struct{pollfd}. Come con \func{select} si può
1240 interrompere l'attesa dopo un certo tempo, questo deve essere specificato con
1241 l'argomento \param{timeout} in numero di millisecondi: un valore negativo
1242 indica un'attesa indefinita, mentre un valore nullo comporta il ritorno
1243 immediato (e può essere utilizzato per impiegare \func{poll} in modalità
1244 \textsl{non-bloccante}).
1246 Per ciascun file da controllare deve essere inizializzata una struttura
1247 \struct{pollfd} nel vettore indicato dall'argomento \param{ufds}. La
1248 struttura, la cui definizione è riportata in fig.~\ref{fig:file_pollfd},
1249 prevede tre campi: in \var{fd} deve essere indicato il numero del file
1250 descriptor da controllare, in \var{events} deve essere specificata una
1251 maschera binaria di flag che indichino il tipo di evento che si vuole
1252 controllare, mentre in \var{revents} il kernel restituirà il relativo
1253 risultato. Usando un valore negativo per \param{fd} la corrispondente
1254 struttura sarà ignorata da \func{poll}. Dato che i dati in ingresso sono del
1255 tutto indipendenti da quelli in uscita (che vengono restituiti in
1256 \var{revents}) non è necessario reinizializzare tutte le volte il valore delle
1257 strutture \struct{pollfd} a meno di non voler cambiare qualche condizione.
1259 \begin{figure}[!htb]
1260 \footnotesize \centering
1261 \begin{minipage}[c]{15cm}
1262 \includestruct{listati/pollfd.h}
1265 \caption{La struttura \structd{pollfd}, utilizzata per specificare le
1266 modalità di controllo di un file descriptor alla funzione \func{poll}.}
1267 \label{fig:file_pollfd}
1270 Le costanti che definiscono i valori relativi ai bit usati nelle maschere
1271 binarie dei campi \var{events} e \var{revents} sono riportati in
1272 tab.~\ref{tab:file_pollfd_flags}, insieme al loro significato. Le si sono
1273 suddivise in tre gruppi, nel primo gruppo si sono indicati i bit utilizzati
1274 per controllare l'attività in ingresso, nel secondo quelli per l'attività in
1275 uscita, mentre il terzo gruppo contiene dei valori che vengono utilizzati solo
1276 nel campo \var{revents} per notificare delle condizioni di errore.
1281 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
1283 \textbf{Flag} & \textbf{Significato} \\
1286 \const{POLLIN} & È possibile la lettura.\\
1287 \const{POLLRDNORM}& Sono disponibili in lettura dati normali.\\
1288 \const{POLLRDBAND}& Sono disponibili in lettura dati prioritari.\\
1289 \const{POLLPRI} & È possibile la lettura di \itindex{out-of-band} dati
1292 \const{POLLOUT} & È possibile la scrittura immediata.\\
1293 \const{POLLWRNORM}& È possibile la scrittura di dati normali.\\
1294 \const{POLLWRBAND}& È possibile la scrittura di dati prioritari.\\
1296 \const{POLLERR} & C'è una condizione di errore.\\
1297 \const{POLLHUP} & Si è verificato un hung-up.\\
1298 \const{POLLRDHUP} & Si è avuta una \textsl{half-close} su un
1299 socket.\footnotemark\\
1300 \const{POLLNVAL} & Il file descriptor non è aperto.\\
1302 \const{POLLMSG} & Definito per compatibilità con SysV.\\
1305 \caption{Costanti per l'identificazione dei vari bit dei campi
1306 \var{events} e \var{revents} di \struct{pollfd}.}
1307 \label{tab:file_pollfd_flags}
1310 \footnotetext{si tratta di una estensione specifica di Linux, disponibile a
1311 partire dal kernel 2.6.17 definendo la marco \macro{\_GNU\_SOURCE}, che
1312 consente di riconoscere la chiusura in scrittura dell'altro capo di un
1313 socket, situazione che si viene chiamata appunto \itindex{half-close}
1314 \textit{half-close} (\textsl{mezza chiusura}) su cui torneremo con maggiori
1315 dettagli in sez.~\ref{sec:TCP_shutdown}.}
1317 Il valore \const{POLLMSG} non viene utilizzato ed è definito solo per
1318 compatibilità con l'implementazione di SysV che usa gli
1319 \textit{stream};\footnote{essi sono una interfaccia specifica di SysV non
1320 presente in Linux, e non hanno nulla a che fare con i file \textit{stream}
1321 delle librerie standard del C.} è da questi che derivano i nomi di alcune
1322 costanti, in quanto per essi sono definite tre classi di dati:
1323 \textsl{normali}, \textit{prioritari} ed \textit{urgenti}. In Linux la
1324 distinzione ha senso solo per i dati urgenti \itindex{out-of-band} dei socket
1325 (vedi sez.~\ref{sec:TCP_urgent_data}), ma su questo e su come \func{poll}
1326 reagisce alle varie condizioni dei socket torneremo in
1327 sez.~\ref{sec:TCP_serv_poll}, dove vedremo anche un esempio del suo utilizzo.
1329 Si tenga conto comunque che le costanti relative ai diversi tipi di dati
1330 normali e prioritari, vale a dire \const{POLLRDNORM}, \const{POLLWRNORM},
1331 \const{POLLRDBAND} e \const{POLLWRBAND} fanno riferimento alle implementazioni
1332 in stile SysV (in particolare le ultime due non vengono usate su Linux), e
1333 sono utilizzabili soltanto qualora si sia definita la macro
1334 \macro{\_XOPEN\_SOURCE}.\footnote{e ci si ricordi di farlo sempre in testa al
1335 file, definirla soltanto prima di includere \file{sys/poll.h} non è
1338 In caso di successo funzione ritorna restituendo il numero di file (un valore
1339 positivo) per i quali si è verificata una delle condizioni di attesa richieste
1340 o per i quali si è verificato un errore, nel qual caso vengono utilizzati i
1341 valori di tab.~\ref{tab:file_pollfd_flags} esclusivi di \var{revents}. Un
1342 valore nullo indica che si è raggiunto il timeout, mentre un valore negativo
1343 indica un errore nella chiamata, il cui codice viene riportato al solito
1344 tramite \var{errno}.
1346 L'uso di \func{poll} consente di superare alcuni dei problemi illustrati in
1347 precedenza per \func{select}; anzitutto, dato che in questo caso si usa un
1348 vettore di strutture \struct{pollfd} di dimensione arbitraria, non esiste il
1349 limite introdotto dalle dimensioni massime di un \itindex{file~descriptor~set}
1350 \textit{file descriptor set} e la dimensione dei dati passati al kernel
1351 dipende solo dal numero dei file descriptor che si vogliono controllare, non
1352 dal loro valore.\footnote{anche se usando dei bit un \textit{file descriptor
1353 set} può essere più efficiente di un vettore di strutture \struct{pollfd},
1354 qualora si debba osservare un solo file descriptor con un valore molto alto
1355 ci si troverà ad utilizzare inutilmente un maggiore quantitativo di
1358 Inoltre con \func{select} lo stesso \itindex{file~descriptor~set} \textit{file
1359 descriptor set} è usato sia in ingresso che in uscita, e questo significa
1360 che tutte le volte che si vuole ripetere l'operazione occorre reinizializzarlo
1361 da capo. Questa operazione, che può essere molto onerosa se i file descriptor
1362 da tenere sotto osservazione sono molti, non è invece necessaria con
1365 Abbiamo visto in sez.~\ref{sec:file_select} come lo standard POSIX preveda una
1366 variante di \func{select} che consente di gestire correttamente la ricezione
1367 dei segnali nell'attesa su un file descriptor. Con l'introduzione di una
1368 implementazione reale di \func{pselect} nel kernel 2.6.16, è stata aggiunta
1369 anche una analoga funzione che svolga lo stesso ruolo per \func{poll}.
1371 In questo caso si tratta di una estensione che è specifica di Linux e non è
1372 prevista da nessuno standard; essa può essere utilizzata esclusivamente se si
1373 definisce la macro \macro{\_GNU\_SOURCE} ed ovviamente non deve essere usata
1374 se si ha a cuore la portabilità. La funzione è \funcd{ppoll}, ed il suo
1376 \begin{prototype}{sys/poll.h}
1377 {int ppoll(struct pollfd *fds, nfds\_t nfds, const struct timespec *timeout,
1378 const sigset\_t *sigmask)}
1380 La funzione attende un cambiamento di stato su un insieme di file
1383 \bodydesc{La funzione restituisce il numero di file descriptor con attività
1384 in caso di successo, o 0 se c'è stato un timeout e -1 in caso di errore,
1385 ed in quest'ultimo caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1387 \item[\errcode{EBADF}] si è specificato un file descriptor sbagliato in uno
1389 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale.
1390 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{nfds} eccede il limite
1391 \macro{RLIMIT\_NOFILE}.
1393 ed inoltre \errval{EFAULT} e \errval{ENOMEM}.}
1396 La funzione ha lo stesso comportamento di \func{poll}, solo che si può
1397 specificare, con l'argomento \param{sigmask}, il puntatore ad una maschera di
1398 segnali; questa sarà la maschera utilizzata per tutto il tempo che la funzione
1399 resterà in attesa, all'uscita viene ripristinata la maschera originale. L'uso
1400 di questa funzione è cioè equivalente, come illustrato nella pagina di
1401 manuale, all'esecuzione atomica del seguente codice:
1402 \includecodesnip{listati/ppoll_means.c}
1404 Eccetto per \param{timeout}, che come per \func{pselect} deve essere un
1405 puntatore ad una struttura \struct{timespec}, gli altri argomenti comuni con
1406 \func{poll} hanno lo stesso significato, e la funzione restituisce gli stessi
1407 risultati illustrati in precedenza. Come nel caso di \func{pselect} la system
1408 call che implementa \func{ppoll} restituisce, se la funzione viene interrotta
1409 da un segnale, il tempo mancante in \param{timeout}, e come per \func{pselect}
1410 la funzione di libreria fornita dalle \acr{glibc} maschera questo
1411 comportamento non modificando mai il valore di \param{timeout}.\footnote{anche
1412 se in questo caso non esiste nessuno standard che richiede questo
1416 \subsection{L'interfaccia di \textit{epoll}}
1417 \label{sec:file_epoll}
1421 Nonostante \func{poll} presenti alcuni vantaggi rispetto a \func{select},
1422 anche questa funzione non è molto efficiente quando deve essere utilizzata con
1423 un gran numero di file descriptor,\footnote{in casi del genere \func{select}
1424 viene scartata a priori, perché può avvenire che il numero di file
1425 descriptor ecceda le dimensioni massime di un \itindex{file~descriptor~set}
1426 \textit{file descriptor set}.} in particolare nel caso in cui solo pochi di
1427 questi diventano attivi. Il problema in questo caso è che il tempo impiegato
1428 da \func{poll} a trasferire i dati da e verso il kernel è proporzionale al
1429 numero di file descriptor osservati, non a quelli che presentano attività.
1431 Quando ci sono decine di migliaia di file descriptor osservati e migliaia di
1432 eventi al secondo,\footnote{il caso classico è quello di un server web di un
1433 sito con molti accessi.} l'uso di \func{poll} comporta la necessità di
1434 trasferire avanti ed indietro da user space a kernel space la lunga lista
1435 delle strutture \struct{pollfd} migliaia di volte al secondo. A questo poi si
1436 aggiunge il fatto che la maggior parte del tempo di esecuzione sarà impegnato
1437 ad eseguire una scansione su tutti i file descriptor tenuti sotto controllo
1438 per determinare quali di essi (in genere una piccola percentuale) sono
1439 diventati attivi. In una situazione come questa l'uso delle funzioni classiche
1440 dell'interfaccia dell'\textit{I/O multiplexing} viene a costituire un collo di
1441 bottiglia che degrada irrimediabilmente le prestazioni.
1443 Per risolvere questo tipo di situazioni sono state ideate delle interfacce
1444 specialistiche\footnote{come \texttt{/dev/poll} in Solaris, o \texttt{kqueue}
1445 in BSD.} il cui scopo fondamentale è quello di restituire solamente le
1446 informazioni relative ai file descriptor osservati che presentano una
1447 attività, evitando così le problematiche appena illustrate. In genere queste
1448 prevedono che si registrino una sola volta i file descriptor da tenere sotto
1449 osservazione, e forniscono un meccanismo che notifica quali di questi
1450 presentano attività.
1452 Le modalità con cui avviene la notifica sono due, la prima è quella classica
1453 (quella usata da \func{poll} e \func{select}) che viene chiamata \textit{level
1454 triggered}.\footnote{la nomenclatura è stata introdotta da Jonathan Lemon in
1455 un articolo su \texttt{kqueue} al BSDCON 2000, e deriva da quella usata
1456 nell'elettronica digitale.} In questa modalità vengono notificati i file
1457 descriptor che sono \textsl{pronti} per l'operazione richiesta, e questo
1458 avviene indipendentemente dalle operazioni che possono essere state fatte su
1459 di essi a partire dalla precedente notifica. Per chiarire meglio il concetto
1460 ricorriamo ad un esempio: se su un file descriptor sono diventati disponibili
1461 in lettura 2000 byte ma dopo la notifica ne sono letti solo 1000 (ed è quindi
1462 possibile eseguire una ulteriore lettura dei restanti 1000), in modalità
1463 \textit{level triggered} questo sarà nuovamente notificato come
1466 La seconda modalità, è detta \textit{edge triggered}, e prevede che invece
1467 vengano notificati solo i file descriptor che hanno subito una transizione da
1468 \textsl{non pronti} a \textsl{pronti}. Questo significa che in modalità
1469 \textit{edge triggered} nel caso del precedente esempio il file descriptor
1470 diventato pronto da cui si sono letti solo 1000 byte non verrà nuovamente
1471 notificato come pronto, nonostante siano ancora disponibili in lettura 1000
1472 byte. Solo una volta che si saranno esauriti tutti i byte disponibili, e che
1473 il file descriptor sia tornato non essere pronto, si potrà ricevere una
1474 ulteriore notifica qualora ritornasse pronto.
1476 Nel caso di Linux al momento la sola interfaccia che fornisce questo tipo di
1477 servizio è \textit{epoll},\footnote{l'interfaccia è stata creata da Davide
1478 Libenzi, ed è stata introdotta per la prima volta nel kernel 2.5.44, ma la
1479 sua forma definitiva è stata raggiunta nel kernel 2.5.66.} anche se sono in
1480 discussione altre interfacce con le quali si potranno effettuare lo stesso
1481 tipo di operazioni;\footnote{al momento della stesura di queste note (Giugno
1482 2007) un'altra interfaccia proposta è quella di \textit{kevent}, che
1483 fornisce un sistema di notifica di eventi generico in grado di fornire le
1484 stesse funzionalità di \textit{epoll}, esiste però una forte discussione
1485 intorno a tutto ciò e niente di definito.} \textit{epoll} è in grado di
1486 operare sia in modalità \textit{level triggered} che \textit{edge triggered}.
1488 La prima versione \textit{epoll} prevedeva l'apertura di uno speciale file di
1489 dispositivo, \texttt{/dev/epoll}, per ottenere un file descriptor da
1490 utilizzare con le funzioni dell'interfaccia,\footnote{il backporting
1491 dell'interfaccia per il kernel 2.4, non ufficiale, utilizza sempre questo
1492 file.} ma poi si è passati all'uso una apposita \textit{system call}. Il
1493 primo passo per usare l'interfaccia di \textit{epoll} è pertanto quello di
1494 chiamare la funzione \funcd{epoll\_create}, il cui prototipo è:
1495 \begin{prototype}{sys/epoll.h}
1496 {int epoll\_create(int size)}
1498 Apre un file descriptor per \textit{epoll}.
1500 \bodydesc{La funzione restituisce un file descriptor in caso di successo, o
1501 $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1503 \item[\errcode{EINVAL}] si è specificato un valore di \param{size} non
1505 \item[\errcode{ENFILE}] si è raggiunto il massimo di file descriptor aperti
1507 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è sufficiente memoria nel kernel per creare
1513 La funzione restituisce un file descriptor speciale,\footnote{esso non è
1514 associato a nessun file su disco, inoltre a differenza dei normali file
1515 descriptor non può essere inviato ad un altro processo attraverso un socket
1516 locale (vedi sez.~\ref{sec:sock_fd_passing}).} detto anche \textit{epoll
1517 descriptor}, che viene associato alla infrastruttura utilizzata dal kernel
1518 per gestire la notifica degli eventi; l'argomento \param{size} serve a dare
1519 l'indicazione del numero di file descriptor che si vorranno tenere sotto
1520 controllo, ma costituisce solo un suggerimento per semplificare l'allocazione
1521 di risorse sufficienti, non un valore massimo.
1523 Una volta ottenuto un file descriptor per \textit{epoll} il passo successivo è
1524 indicare quali file descriptor mettere sotto osservazione e quali operazioni
1525 controllare, per questo si deve usare la seconda funzione dell'interfaccia,
1526 \funcd{epoll\_ctl}, il cui prototipo è:
1527 \begin{prototype}{sys/epoll.h}
1528 {int epoll\_ctl(int epfd, int op, int fd, struct epoll\_event *event)}
1530 Esegue le operazioni di controllo di \textit{epoll}.
1532 \bodydesc{La funzione restituisce $0$ in caso di successo o $-1$ in caso di
1533 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1535 \item[\errcode{EBADF}] il file descriptor \param{epfd} o \param{fd} non sono
1537 \item[\errcode{EEXIST}] l'operazione richiesta è \const{EPOLL\_CTL\_ADD} ma
1538 \param{fd} è già stato inserito in \param{epfd}.
1539 \item[\errcode{EINVAL}] il file descriptor \param{epfd} non è stato ottenuto
1540 con \func{epoll\_create}, o \param{fd} è lo stesso \param{epfd} o
1541 l'operazione richiesta con \param{op} non è supportata.
1542 \item[\errcode{ENOENT}] l'operazione richiesta è \const{EPOLL\_CTL\_MOD} o
1543 \const{EPOLL\_CTL\_DEL} ma \param{fd} non è inserito in \param{epfd}.
1544 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è sufficiente memoria nel kernel gestire
1545 l'operazione richiesta.
1546 \item[\errcode{EPERM}] il file \param{fd} non supporta \textit{epoll}.
1551 Il comportamento della funzione viene controllato dal valore dall'argomento
1552 \param{op} che consente di specificare quale operazione deve essere eseguita.
1553 Le costanti che definiscono i valori utilizzabili per \param{op}
1554 sono riportate in tab.~\ref{tab:epoll_ctl_operation}, assieme al significato
1555 delle operazioni cui fanno riferimento.
1560 \begin{tabular}[c]{|l|p{8cm}|}
1562 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
1565 \const{EPOLL\_CTL\_ADD}& Aggiunge un nuovo file descriptor da osservare
1566 \param{fd} alla lista dei file descriptor
1567 controllati tramite \param{epfd}, in
1568 \param{event} devono essere specificate le
1569 modalità di osservazione.\\
1570 \const{EPOLL\_CTL\_MOD}& Modifica le modalità di osservazione del file
1571 descriptor \param{fd} secondo il contenuto di
1573 \const{EPOLL\_CTL\_DEL}& Rimuove il file descriptor \param{fd} dalla lista
1574 dei file controllati tramite \param{epfd}.\\
1577 \caption{Valori dell'argomento \param{op} che consentono di scegliere quale
1578 operazione di controllo effettuare con la funzione \func{epoll\_ctl}.}
1579 \label{tab:epoll_ctl_operation}
1582 La funzione prende sempre come primo argomento un file descriptor di
1583 \textit{epoll}, \param{epfd}, che deve essere stato ottenuto in precedenza con
1584 una chiamata a \func{epoll\_create}. L'argomento \param{fd} indica invece il
1585 file descriptor che si vuole tenere sotto controllo, quest'ultimo può essere
1586 un qualunque file descriptor utilizzabile con \func{poll}, ed anche un altro
1587 file descriptor di \textit{epoll}, ma non lo stesso \param{epfd}.
1589 L'ultimo argomento, \param{event}, deve essere un puntatore ad una struttura
1590 di tipo \struct{epoll\_event}, ed ha significato solo con le operazioni
1591 \const{EPOLL\_CTL\_MOD} e \const{EPOLL\_CTL\_ADD}, per le quali serve ad
1592 indicare quale tipo di evento relativo ad \param{fd} si vuole che sia tenuto
1593 sotto controllo. L'argomento viene ignorato con l'operazione
1594 \const{EPOLL\_CTL\_DEL}.\footnote{fino al kernel 2.6.9 era comunque richiesto
1595 che questo fosse un puntatore valido, anche se poi veniva ignorato, a
1596 partire dal 2.6.9 si può specificare anche un valore \texttt{NULL}.}
1598 \begin{figure}[!htb]
1599 \footnotesize \centering
1600 \begin{minipage}[c]{15cm}
1601 \includestruct{listati/epoll_event.h}
1604 \caption{La struttura \structd{epoll\_event}, che consente di specificare
1605 gli eventi associati ad un file descriptor controllato con
1607 \label{fig:epoll_event}
1610 La struttura \struct{epoll\_event} è l'analoga di \struct{pollfd} e come
1611 quest'ultima serve sia in ingresso (quando usata con \func{epoll\_ctl}) ad
1612 impostare quali eventi osservare, che in uscita (nei risultati ottenuti con
1613 \func{epoll\_wait}) per ricevere le notifiche degli eventi avvenuti. La sua
1614 definizione è riportata in fig.~\ref{fig:epoll_event}.
1616 Il primo campo, \var{events}, è una maschera binaria in cui ciascun bit
1617 corrisponde o ad un tipo di evento, o una modalità di notifica; detto campo
1618 deve essere specificato come OR aritmetico delle costanti riportate in
1619 tab.~\ref{tab:epoll_events}. Il secondo campo, \var{data}, serve ad indicare a
1620 quale file descriptor si intende fare riferimento, ed in astratto può
1621 contenere un valore qualsiasi che permetta di identificarlo, di norma comunque
1622 si usa come valore lo stesso \param{fd}.
1627 \begin{tabular}[c]{|l|p{8cm}|}
1629 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
1632 \const{EPOLLIN} & Il file è pronto per le operazioni di lettura
1633 (analogo di \const{POLLIN}).\\
1634 \const{EPOLLOUT} & Il file è pronto per le operazioni di scrittura
1635 (analogo di \const{POLLOUT}).\\
1636 \const{EPOLLRDHUP} & L'altro capo di un socket di tipo
1637 \const{SOCK\_STREAM} (vedi sez.~\ref{sec:sock_type})
1638 ha chiuso la connessione o il capo in scrittura
1639 della stessa (vedi sez.~\ref{sec:TCP_shutdown}).\\
1640 \const{EPOLLPRI} & Ci sono \itindex{out-of-band} dati urgenti
1641 disponibili in lettura (analogo di
1642 \const{POLLPRI}); questa condizione viene comunque
1643 riportata in uscita, e non è necessaria impostarla
1645 \const{EPOLLERR} & Si è verificata una condizione di errore
1646 (analogo di \const{POLLERR}); questa condizione
1647 viene comunque riportata in uscita, e non è
1648 necessaria impostarla in ingresso.\\
1649 \const{EPOLLHUP} & Si è verificata una condizione di hung-up.\\
1650 \const{EPOLLET} & Imposta la notifica in modalità \textit{edge
1651 triggered} per il file descriptor associato.\\
1652 \const{EPOLLONESHOT}& Imposta la modalità \textit{one-shot} per il file
1653 descriptor associato.\footnotemark\\
1656 \caption{Costanti che identificano i bit del campo \param{events} di
1657 \struct{epoll\_event}.}
1658 \label{tab:epoll_events}
1661 \footnotetext{questa modalità è disponibile solo a partire dal kernel 2.6.2.}
1663 Le modalità di utilizzo di \textit{epoll} prevedono che si definisca qual'è
1664 l'insieme dei file descriptor da tenere sotto controllo tramite un certo
1665 \textit{epoll descriptor} \param{epfd} attraverso una serie di chiamate a
1666 \const{EPOLL\_CTL\_ADD}.\footnote{un difetto dell'interfaccia è che queste
1667 chiamate devono essere ripetute per ciascun file descriptor, incorrendo in
1668 una perdita di prestazioni qualora il numero di file descriptor sia molto
1669 grande; per questo è stato proposto di introdurre come estensione una
1670 funzione \func{epoll\_ctlv} che consenta di effettuare con una sola chiamata
1671 le impostazioni per un blocco di file descriptor.} L'uso di
1672 \const{EPOLL\_CTL\_MOD} consente in seguito di modificare le modalità di
1673 osservazione di un file descriptor che sia già stato aggiunto alla lista di
1676 Le impostazioni di default prevedono che la notifica degli eventi richiesti
1677 sia effettuata in modalità \textit{level triggered}, a meno che sul file
1678 descriptor non si sia impostata la modalità \textit{edge triggered},
1679 registrandolo con \const{EPOLLET} attivo nel campo \var{events}. Si tenga
1680 presente che è possibile tenere sotto osservazione uno stesso file descriptor
1681 su due \textit{epoll descriptor} diversi, ed entrambi riceveranno le
1682 notifiche, anche se questa pratica è sconsigliata.
1684 Qualora non si abbia più interesse nell'osservazione di un file descriptor lo
1685 si può rimuovere dalla lista associata a \param{epfd} con
1686 \const{EPOLL\_CTL\_DEL}; si tenga conto inoltre che i file descriptor sotto
1687 osservazione che vengono chiusi sono eliminati dalla lista automaticamente e
1688 non è necessario usare \const{EPOLL\_CTL\_DEL}.
1690 Infine una particolare modalità di notifica è quella impostata con
1691 \const{EPOLLONESHOT}: a causa dell'implementazione di \textit{epoll} infatti
1692 quando si è in modalità \textit{edge triggered} l'arrivo in rapida successione
1693 di dati in blocchi separati\footnote{questo è tipico con i socket di rete, in
1694 quanto i dati arrivano a pacchetti.} può causare una generazione di eventi
1695 (ad esempio segnalazioni di dati in lettura disponibili) anche se la
1696 condizione è già stata rilevata.\footnote{si avrebbe cioè una rottura della
1697 logica \textit{edge triggered}.}
1699 Anche se la situazione è facile da gestire, la si può evitare utilizzando
1700 \const{EPOLLONESHOT} per impostare la modalità \textit{one-shot}, in cui la
1701 notifica di un evento viene effettuata una sola volta, dopo di che il file
1702 descriptor osservato, pur restando nella lista di osservazione, viene
1703 automaticamente disattivato,\footnote{la cosa avviene contestualmente al
1704 ritorno di \func{epoll\_wait} a causa dell'evento in questione.} e per
1705 essere riutilizzato dovrà essere riabilitato esplicitamente con una successiva
1706 chiamata con \const{EPOLL\_CTL\_MOD}.
1708 Una volta impostato l'insieme di file descriptor che si vogliono osservare con
1709 i relativi eventi, la funzione che consente di attendere l'occorrenza di uno
1710 di tali eventi è \funcd{epoll\_wait}, il cui prototipo è:
1711 \begin{prototype}{sys/epoll.h}
1712 {int epoll\_wait(int epfd, struct epoll\_event * events, int maxevents, int
1715 Attende che uno dei file descriptor osservati sia pronto.
1717 \bodydesc{La funzione restituisce il numero di file descriptor pronti in
1718 caso di successo o $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno}
1719 assumerà uno dei valori:
1721 \item[\errcode{EBADF}] il file descriptor \param{epfd} non è valido.
1722 \item[\errcode{EFAULT}] il puntatore \param{events} non è valido.
1723 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale prima
1724 della scadenza di \param{timeout}.
1725 \item[\errcode{EINVAL}] il file descriptor \param{epfd} non è stato ottenuto
1726 con \func{epoll\_create}, o \param{maxevents} non è maggiore di zero.
1731 La funzione si blocca in attesa di un evento per i file descriptor registrati
1732 nella lista di osservazione di \param{epfd} fino ad un tempo massimo
1733 specificato in millisecondi tramite l'argomento \param{timeout}. Gli eventi
1734 registrati vengono riportati in un vettore di strutture \struct{epoll\_event}
1735 (che deve essere stato allocato in precedenza) all'indirizzo indicato
1736 dall'argomento \param{events}, fino ad un numero massimo di eventi impostato
1737 con l'argomento \param{maxevents}.
1739 La funzione ritorna il numero di eventi rilevati, o un valore nullo qualora
1740 sia scaduto il tempo massimo impostato con \param{timeout}. Per quest'ultimo,
1741 oltre ad un numero di millisecondi, si può utilizzare il valore nullo, che
1742 indica di non attendere e ritornare immediatamente,\footnote{anche in questo
1743 caso il valore di ritorno sarà nullo.} o il valore $-1$, che indica
1744 un'attesa indefinita. L'argomento \param{maxevents} dovrà invece essere sempre
1747 Come accennato la funzione restituisce i suoi risultati nel vettore di
1748 strutture \struct{epoll\_event} puntato da \param{events}; in tal caso nel
1749 campo \param{events} di ciascuna di esse saranno attivi i flag relativi agli
1750 eventi accaduti, mentre nel campo \var{data} sarà restituito il valore che era
1751 stato impostato per il file descriptor per cui si è verificato l'evento quando
1752 questo era stato registrato con le operazioni \const{EPOLL\_CTL\_MOD} o
1753 \const{EPOLL\_CTL\_ADD}, in questo modo il campo \var{data} consente di
1754 identificare il file descriptor.\footnote{ed è per questo che, come accennato,
1755 è consuetudine usare per \var{data} il valore del file descriptor stesso.}
1757 Si ricordi che le occasioni per cui \func{epoll\_wait} ritorna dipendono da
1758 come si è impostata la modalità di osservazione (se \textit{level triggered} o
1759 \textit{edge triggered}) del singolo file descriptor. L'interfaccia assicura
1760 che se arrivano più eventi fra due chiamate successive ad \func{epoll\_wait}
1761 questi vengano combinati. Inoltre qualora su un file descriptor fossero
1762 presenti eventi non ancora notificati, e si effettuasse una modifica
1763 dell'osservazione con \const{EPOLL\_CTL\_MOD} questi verrebbero riletti alla
1764 luce delle modifiche.
1766 Si tenga presente infine che con l'uso della modalità \textit{edge triggered}
1767 il ritorno di \func{epoll\_wait} indica un file descriptor è pronto e resterà
1768 tale fintanto che non si sono completamente esaurite le operazioni su di esso.
1769 Questa condizione viene generalmente rilevata dall'occorrere di un errore di
1770 \errcode{EAGAIN} al ritorno di una \func{read} o una \func{write},\footnote{è
1771 opportuno ricordare ancora una volta che l'uso dell'\textit{I/O multiplexing}
1772 richiede di operare sui file in modalità non bloccante.} ma questa non è la
1773 sola modalità possibile, ad esempio la condizione può essere riconosciuta
1774 anche con il fatto che sono stati restituiti meno dati di quelli richiesti.
1776 Come già per \func{select} e \func{poll} anche per l'interfaccia di
1777 \textit{epoll} si pone il problema di gestire l'attesa di segnali e di dati
1778 contemporaneamente, per far questo di nuovo è necessaria una variante della
1779 funzione di attesa che consenta di reimpostare all'uscita una maschera di
1780 segnali, analoga alle precedenti estensioni \func{pselect} e \func{ppoll}; in
1781 questo caso la funzione si chiama \funcd{epoll\_pwait}\footnote{introdotta a
1782 partire dal kernel 2.6.19.} ed il suo prototipo è:
1783 \begin{prototype}{sys/epoll.h}
1784 {int epoll\_pwait(int epfd, struct epoll\_event * events, int maxevents,
1785 int timeout, const sigset\_t *sigmask)}
1787 Attende che uno dei file descriptor osservati sia pronto, mascherando i
1790 \bodydesc{La funzione restituisce il numero di file descriptor pronti in
1791 caso di successo o $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno}
1792 assumerà uno dei valori già visti con \funcd{epoll\_wait}.
1796 La funzione è del tutto analoga \funcd{epoll\_wait}, soltanto che alla sua
1797 uscita viene ripristinata la maschera di segnali originale, sostituita durante
1798 l'esecuzione da quella impostata con l'argomento \param{sigmask}; in sostanza
1799 la chiamata a questa funzione è equivalente al seguente codice, eseguito però
1801 \includecodesnip{listati/epoll_pwait_means.c}
1803 Si tenga presente che come le precedenti funzioni di \textit{I/O multiplexing}
1804 anche le funzioni dell'interfaccia di \textit{epoll} vengono utilizzate
1805 prevalentemente con i server di rete, quando si devono tenere sotto
1806 osservazione un gran numero di socket; per questo motivo rimandiamo di nuovo
1807 la trattazione di un esempio concreto a quando avremo esaminato in dettaglio
1808 le caratteristiche dei socket, in particolare si potrà trovare un programma
1809 che utilizza questa interfaccia in sez.~\ref{sec:TCP_sock_multiplexing}.
1814 \subsection{La notifica di eventi tramite file descriptor}
1815 \label{sec:sig_signalfd_eventfd}
1817 Abbiamo visto in sez.~\ref{sec:file_select} come il meccanismo classico delle
1818 notifiche di eventi tramite i segnali, presente da sempre nei sistemi
1819 unix-like, porti a novevoli problemi nell'interazione con le funzioni per
1820 l'I/O multiplexing, tanto che per evitare possibili \itindex{race~condition}
1821 \textit{race condition} sono state introtte estensioni dello standard POSIX e
1822 funzioni apposite come \func{pselect}, \func{ppoll} e \funcd{epoll\_pwait}.
1824 Benché i segnali siano il meccanismo più usato per effettuare notifiche ai
1825 processi, la loro interfaccia di programmazione, che comporta l'esecuzione di
1826 una funzione di gestione in maniera asincrona e totalmente scorrelata
1827 dall'ordinario flusso di esecuzione del processo, si è però dimostrata quasi
1828 subito assai problematica. Oltre ai limiti relativi ai limiti al cosa si può
1829 fare all'interno della funzione del gestore di segnali (quelli illustrati in
1830 sez.~\ref{sec:sig_signal_handler}), c'è il problema più generale consistente
1831 nel fatto che questa modalità di funzionamento cozza con le altre interfacce
1832 di programmazione previste dal sistema in cui invece si opera in maniera
1833 \textsl{sincrona}, e che porta ai problemi relativi alla interruzione delle
1834 \index{system~call~lente} system call bloccanti.
1836 In questo caso infatti si aspetta che il processo gestisca gli eventi (che
1837 causano l'uscita dalla \index{system~call~lente} system call bloccante)
1838 generando le opportune risposte, mentre con l'arrivo di un segnale ci si trova
1839 alla possibilità di avere interruzioni asincrone in cui possono essere
1840 eseguite operazioni fuori dal resto dal flusso ordinario del programma e
1841 quindi la necessità gestire le interruzioni ed evitare possibili
1842 \itindex{race~condition} \textit{race conditions}.\footnote{in sostanza se non
1843 fosse per i segnali non ci sarebbe da doversi preoccupare, fintanto che si
1844 effettuano operazioni all'interno dello stesso, della non atomicità (si
1845 ricordi quanto detto in sez.~\ref{sec:proc_atom_oper}) delle
1846 \index{system~call~lente} system call lente che vengono interrotte e devono
1849 Abbiamo visto però in sez.~\ref{sec:sig_real_time} che insieme ai segnali
1850 \textit{real-time} sono state introdotte delle interfacce di gestione sincrona
1851 dei segnali con la funzione \func{sigwait} e le sue affini. Queste funzioni
1852 consentono di gestire i segnali bloccando un processo fino alla avvenuta
1853 ricezione e disabilitando l'esecuzione asincrona di un gestore. Questo
1854 consente di risolvere i problemi di atomicità nella gestione degli eventi
1855 associati ai segnali, avendo tutto il controllo nel flusso principale del
1856 programma, ottenendo così una gestione simile a quella dell'I/O multiplexing,
1857 ma non risolve i problemi delle interazioni con quest'ultimo, perché o si
1858 aspetta la ricezione di un segnale o si aspetta che un file descriptor sia
1859 accessibile e nessuna delle rispettive funzioni consente di fare
1860 contemporaneamente entrambe le cose.
1862 Per risolvere questo problema nello sviluppo del kernel si è pensato di
1863 introdurre un meccanismo alternativo per la notifica dei segnali (ed anche di
1864 altri eventi generici) che, ispirandosi di nuovo alla filosofia di Unix per
1865 cui tutto è un file, consentisse di eseguirne la notifica con l'uso di
1866 opportuni file descriptor.\footnote{ovviamente si tratta di una funzionalità
1867 specifica di Linux, non presente in altri sistemi unix-like, e non prevista
1868 da nessuno standard.}
1870 In sostanza, come per \func{sigwait}, si può disabilitare l'esecuzione di un
1871 gestore di segnali e rilevare l'avvenuta ricezione leggendone la notifica da
1872 uno speciale file descriptor. Trattandosi in questo caso di un file descriptor
1873 questo potrà essere tenuto sotto osservazione con le funzioni dell'I/O
1874 multiplexing come quelli associati a file o socket, per cui alla fine si potrà
1875 attendere in contemporanea sia il segnale che la disponibilità di accesso a
1878 La funzione che permette di abilitare la ricezione dei segnali con i
1881 % TODO trattare qui eventfd signalfd e timerfd introdotte con il 2.6.22
1882 % timerfd è stata tolta nel 2.6.23 e rifatta per bene nel 2.6.25
1883 % vedi: http://lwn.net/Articles/233462/
1884 % http://lwn.net/Articles/245533/
1885 % http://lwn.net/Articles/267331/
1889 \section{L'accesso \textsl{asincrono} ai file}
1890 \label{sec:file_asyncronous_access}
1892 Benché l'\textit{I/O multiplexing} sia stata la prima, e sia tutt'ora una fra
1893 le più diffuse modalità di gestire l'I/O in situazioni complesse in cui si
1894 debba operare su più file contemporaneamente, esistono altre modalità di
1895 gestione delle stesse problematiche. In particolare sono importanti in questo
1896 contesto le modalità di accesso ai file eseguibili in maniera
1897 \textsl{asincrona}, quelle cioè in cui un processo non deve bloccarsi in
1898 attesa della disponibilità dell'accesso al file, ma può proseguire
1899 nell'esecuzione utilizzando invece un meccanismo di notifica asincrono (di
1900 norma un segnale, ma esistono anche altre interfacce, come \itindex{inotify}
1901 \textit{inotify}), per essere avvisato della possibilità di eseguire le
1902 operazioni di I/O volute.
1905 \subsection{Il \textit{Signal driven I/O}}
1906 \label{sec:file_asyncronous_operation}
1908 \itindbeg{signal~driven~I/O}
1910 Abbiamo accennato in sez.~\ref{sec:file_open} che è possibile, attraverso
1911 l'uso del flag \const{O\_ASYNC},\footnote{l'uso del flag di \const{O\_ASYNC} e
1912 dei comandi \const{F\_SETOWN} e \const{F\_GETOWN} per \func{fcntl} è
1913 specifico di Linux e BSD.} aprire un file in modalità asincrona, così come è
1914 possibile attivare in un secondo tempo questa modalità impostando questo flag
1915 attraverso l'uso di \func{fcntl} con il comando \const{F\_SETFL} (vedi
1916 sez.~\ref{sec:file_fcntl}). In realtà parlare di apertura in modalità
1917 asincrona non significa che le operazioni di lettura o scrittura del file
1918 vengono eseguite in modo asincrono (tratteremo questo, che è ciò che più
1919 propriamente viene chiamato \textsl{I/O asincrono}, in
1920 sez.~\ref{sec:file_asyncronous_io}), quanto dell'attivazione un meccanismo di
1921 notifica asincrona delle variazione dello stato del file descriptor aperto in
1924 Quello che succede è che per tutti i file posti in questa modalità\footnote{si
1925 tenga presente però che essa non è utilizzabile con i file ordinari ma solo
1926 con socket, file di terminale o pseudo terminale, ed anche, a partire dal
1927 kernel 2.6, anche per fifo e pipe.} il sistema genera un apposito segnale,
1928 \const{SIGIO}, tutte le volte che diventa possibile leggere o scrivere dal
1929 file descriptor che si è posto in questa modalità. Inoltre è possibile, come
1930 illustrato in sez.~\ref{sec:file_fcntl}, selezionare con il comando
1931 \const{F\_SETOWN} di \func{fcntl} quale processo o quale gruppo di processi
1932 dovrà ricevere il segnale. In questo modo diventa possibile effettuare le
1933 operazioni di I/O in risposta alla ricezione del segnale, e non ci sarà più la
1934 necessità di restare bloccati in attesa della disponibilità di accesso ai
1937 % TODO: per i thread l'uso di F_SETOWN ha un significato diverso
1939 Per questo motivo Stevens, ed anche le pagine di manuale di Linux, chiamano
1940 questa modalità ``\textit{Signal driven I/O}''. Si tratta di un'altra
1941 modalità di gestione dell'I/O, alternativa all'uso di \itindex{epoll}
1942 \textit{epoll},\footnote{anche se le prestazioni ottenute con questa tecnica
1943 sono inferiori, il vantaggio è che questa modalità è utilizzabile anche con
1944 kernel che non supportano \textit{epoll}, come quelli della serie 2.4,
1945 ottenendo comunque prestazioni superiori a quelle che si hanno con
1946 \func{poll} e \func{select}.} che consente di evitare l'uso delle funzioni
1947 \func{poll} o \func{select} che, come illustrato in sez.~\ref{sec:file_epoll},
1948 quando vengono usate con un numero molto grande di file descriptor, non hanno
1951 Tuttavia con l'implementazione classica dei segnali questa modalità di I/O
1952 presenta notevoli problemi, dato che non è possibile determinare, quando i
1953 file descriptor sono più di uno, qual è quello responsabile dell'emissione del
1954 segnale. Inoltre dato che i segnali normali non si accodano (si ricordi quanto
1955 illustrato in sez.~\ref{sec:sig_notification}), in presenza di più file
1956 descriptor attivi contemporaneamente, più segnali emessi nello stesso momento
1957 verrebbero notificati una volta sola.
1959 Linux però supporta le estensioni POSIX.1b dei segnali real-time, che vengono
1960 accodati e che permettono di riconoscere il file descriptor che li ha emessi.
1961 In questo caso infatti si può fare ricorso alle informazioni aggiuntive
1962 restituite attraverso la struttura \struct{siginfo\_t}, utilizzando la forma
1963 estesa \var{sa\_sigaction} del gestore installata con il flag
1964 \const{SA\_SIGINFO} (si riveda quanto illustrato in
1965 sez.~\ref{sec:sig_sigaction}).
1967 Per far questo però occorre utilizzare le funzionalità dei segnali real-time
1968 (vedi sez.~\ref{sec:sig_real_time}) impostando esplicitamente con il comando
1969 \const{F\_SETSIG} di \func{fcntl} un segnale real-time da inviare in caso di
1970 I/O asincrono (il segnale predefinito è \const{SIGIO}). In questo caso il
1971 gestore, tutte le volte che riceverà \const{SI\_SIGIO} come valore del campo
1972 \var{si\_code}\footnote{il valore resta \const{SI\_SIGIO} qualunque sia il
1973 segnale che si è associato all'I/O, ed indica appunto che il segnale è stato
1974 generato a causa di attività di I/O.} di \struct{siginfo\_t}, troverà nel
1975 campo \var{si\_fd} il valore del file descriptor che ha generato il segnale.
1977 Un secondo vantaggio dell'uso dei segnali real-time è che essendo questi
1978 ultimi dotati di una coda di consegna ogni segnale sarà associato ad uno solo
1979 file descriptor; inoltre sarà possibile stabilire delle priorità nella
1980 risposta a seconda del segnale usato, dato che i segnali real-time supportano
1981 anche questa funzionalità. In questo modo si può identificare immediatamente
1982 un file su cui l'accesso è diventato possibile evitando completamente l'uso di
1983 funzioni come \func{poll} e \func{select}, almeno fintanto che non si satura
1986 Se infatti si eccedono le dimensioni di quest'ultima, il kernel, non potendo
1987 più assicurare il comportamento corretto per un segnale real-time, invierà al
1988 suo posto un solo \const{SIGIO}, su cui si saranno accumulati tutti i segnali
1989 in eccesso, e si dovrà allora determinare con un ciclo quali sono i file
1990 diventati attivi. L'unico modo per essere sicuri che questo non avvenga è di
1991 impostare la lunghezza della coda dei segnali real-time ad una dimensione
1992 identica al valore massimo del numero di file descriptor
1993 utilizzabili.\footnote{vale a dire impostare il contenuto di
1994 \procfile{/proc/sys/kernel/rtsig-max} allo stesso valore del contenuto di
1995 \procfile{/proc/sys/fs/file-max}.}
1997 % TODO fare esempio che usa O_ASYNC
1999 \itindend{signal~driven~I/O}
2003 \subsection{I meccanismi di notifica asincrona.}
2004 \label{sec:file_asyncronous_lease}
2006 Una delle domande più frequenti nella programmazione in ambiente unix-like è
2007 quella di come fare a sapere quando un file viene modificato. La
2008 risposta\footnote{o meglio la non risposta, tanto che questa nelle Unix FAQ
2009 \cite{UnixFAQ} viene anche chiamata una \textit{Frequently Unanswered
2010 Question}.} è che nell'architettura classica di Unix questo non è
2011 possibile. Al contrario di altri sistemi operativi infatti un kernel unix-like
2012 classico non prevedeva alcun meccanismo per cui un processo possa essere
2013 \textsl{notificato} di eventuali modifiche avvenute su un file. Questo è il
2014 motivo per cui i demoni devono essere \textsl{avvisati} in qualche
2015 modo\footnote{in genere questo vien fatto inviandogli un segnale di
2016 \const{SIGHUP} che, per una convenzione adottata dalla gran parte di detti
2017 programmi, causa la rilettura della configurazione.} se il loro file di
2018 configurazione è stato modificato, perché possano rileggerlo e riconoscere le
2021 Questa scelta è stata fatta perché provvedere un simile meccanismo a livello
2022 generico per qualunque file comporterebbe un notevole aumento di complessità
2023 dell'architettura della gestione dei file, il tutto per fornire una
2024 funzionalità che serve soltanto in alcuni casi particolari. Dato che
2025 all'origine di Unix i soli programmi che potevano avere una tale esigenza
2026 erano i demoni, attenendosi a uno dei criteri base della progettazione, che
2027 era di far fare al kernel solo le operazioni strettamente necessarie e
2028 lasciare tutto il resto a processi in user space, non era stata prevista
2029 nessuna funzionalità di notifica.
2031 Visto però il crescente interesse nei confronti di una funzionalità di questo
2032 tipo, che è molto richiesta specialmente nello sviluppo dei programmi ad
2033 interfaccia grafica, quando si deve presentare all'utente lo stato del
2034 filesystem, sono state successivamente introdotte delle estensioni che
2035 permettessero la creazione di meccanismi di notifica più efficienti dell'unica
2036 soluzione disponibile con l'interfaccia tradizionale, che è quella del
2037 \itindex{polling} \textit{polling}.
2039 Queste nuove funzionalità sono delle estensioni specifiche, non
2040 standardizzate, che sono disponibili soltanto su Linux (anche se altri kernel
2041 supportano meccanismi simili). Alcune di esse sono realizzate, e solo a
2042 partire dalla versione 2.4 del kernel, attraverso l'uso di alcuni
2043 \textsl{comandi} aggiuntivi per la funzione \func{fcntl} (vedi
2044 sez.~\ref{sec:file_fcntl}), che divengono disponibili soltanto se si è
2045 definita la macro \macro{\_GNU\_SOURCE} prima di includere \file{fcntl.h}.
2047 \index{file!lease|(}
2049 La prima di queste funzionalità è quella del cosiddetto \textit{file lease};
2050 questo è un meccanismo che consente ad un processo, detto \textit{lease
2051 holder}, di essere notificato quando un altro processo, chiamato a sua volta
2052 \textit{lease breaker}, cerca di eseguire una \func{open} o una
2053 \func{truncate} sul file del quale l'\textit{holder} detiene il
2055 La notifica avviene in maniera analoga a come illustrato in precedenza per
2056 l'uso di \const{O\_ASYNC}: di default viene inviato al \textit{lease holder}
2057 il segnale \const{SIGIO}, ma questo segnale può essere modificato usando il
2058 comando \const{F\_SETSIG} di \func{fcntl}.\footnote{anche in questo caso si
2059 può rispecificare lo stesso \const{SIGIO}.} Se si è fatto questo\footnote{è
2060 in genere è opportuno farlo, come in precedenza, per utilizzare segnali
2061 real-time.} e si è installato il gestore del segnale con \const{SA\_SIGINFO}
2062 si riceverà nel campo \var{si\_fd} della struttura \struct{siginfo\_t} il
2063 valore del file descriptor del file sul quale è stato compiuto l'accesso; in
2064 questo modo un processo può mantenere anche più di un \textit{file lease}.
2066 Esistono due tipi di \textit{file lease}: di lettura (\textit{read lease}) e
2067 di scrittura (\textit{write lease}). Nel primo caso la notifica avviene quando
2068 un altro processo esegue l'apertura del file in scrittura o usa
2069 \func{truncate} per troncarlo. Nel secondo caso la notifica avviene anche se
2070 il file viene aperto in lettura; in quest'ultimo caso però il \textit{lease}
2071 può essere ottenuto solo se nessun altro processo ha aperto lo stesso file.
2073 Come accennato in sez.~\ref{sec:file_fcntl} il comando di \func{fcntl} che
2074 consente di acquisire un \textit{file lease} è \const{F\_SETLEASE}, che viene
2075 utilizzato anche per rilasciarlo. In tal caso il file descriptor \param{fd}
2076 passato a \func{fcntl} servirà come riferimento per il file su cui si vuole
2077 operare, mentre per indicare il tipo di operazione (acquisizione o rilascio)
2078 occorrerà specificare come valore dell'argomento \param{arg} di \func{fcntl}
2079 uno dei tre valori di tab.~\ref{tab:file_lease_fctnl}.
2084 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
2086 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
2089 \const{F\_RDLCK} & Richiede un \textit{read lease}.\\
2090 \const{F\_WRLCK} & Richiede un \textit{write lease}.\\
2091 \const{F\_UNLCK} & Rilascia un \textit{file lease}.\\
2094 \caption{Costanti per i tre possibili valori dell'argomento \param{arg} di
2095 \func{fcntl} quando usata con i comandi \const{F\_SETLEASE} e
2096 \const{F\_GETLEASE}.}
2097 \label{tab:file_lease_fctnl}
2100 Se invece si vuole conoscere lo stato di eventuali \textit{file lease}
2101 occorrerà chiamare \func{fcntl} sul relativo file descriptor \param{fd} con il
2102 comando \const{F\_GETLEASE}, e si otterrà indietro nell'argomento \param{arg}
2103 uno dei valori di tab.~\ref{tab:file_lease_fctnl}, che indicheranno la
2104 presenza del rispettivo tipo di \textit{lease}, o, nel caso di
2105 \const{F\_UNLCK}, l'assenza di qualunque \textit{file lease}.
2107 Si tenga presente che un processo può mantenere solo un tipo di \textit{lease}
2108 su un file, e che un \textit{lease} può essere ottenuto solo su file di dati
2109 (pipe e dispositivi sono quindi esclusi). Inoltre un processo non privilegiato
2110 può ottenere un \textit{lease} soltanto per un file appartenente ad un
2111 \acr{uid} corrispondente a quello del processo. Soltanto un processo con
2112 privilegi di amministratore (cioè con la \itindex{capabilities} capability
2113 \const{CAP\_LEASE}, vedi sez.~\ref{sec:proc_capabilities}) può acquisire
2114 \textit{lease} su qualunque file.
2116 Se su un file è presente un \textit{lease} quando il \textit{lease breaker}
2117 esegue una \func{truncate} o una \func{open} che confligge con
2118 esso,\footnote{in realtà \func{truncate} confligge sempre, mentre \func{open},
2119 se eseguita in sola lettura, non confligge se si tratta di un \textit{read
2120 lease}.} la funzione si blocca\footnote{a meno di non avere aperto il file
2121 con \const{O\_NONBLOCK}, nel qual caso \func{open} fallirebbe con un errore
2122 di \errcode{EWOULDBLOCK}.} e viene eseguita la notifica al \textit{lease
2123 holder}, così che questo possa completare le sue operazioni sul file e
2124 rilasciare il \textit{lease}. In sostanza con un \textit{read lease} si
2125 rilevano i tentativi di accedere al file per modificarne i dati da parte di un
2126 altro processo, mentre con un \textit{write lease} si rilevano anche i
2127 tentativi di accesso in lettura. Si noti comunque che le operazioni di
2128 notifica avvengono solo in fase di apertura del file e non sulle singole
2129 operazioni di lettura e scrittura.
2131 L'utilizzo dei \textit{file lease} consente al \textit{lease holder} di
2132 assicurare la consistenza di un file, a seconda dei due casi, prima che un
2133 altro processo inizi con le sue operazioni di scrittura o di lettura su di
2134 esso. In genere un \textit{lease holder} che riceve una notifica deve
2135 provvedere a completare le necessarie operazioni (ad esempio scaricare
2136 eventuali buffer), per poi rilasciare il \textit{lease} così che il
2137 \textit{lease breaker} possa eseguire le sue operazioni. Questo si fa con il
2138 comando \const{F\_SETLEASE}, o rimuovendo il \textit{lease} con
2139 \const{F\_UNLCK}, o, nel caso di \textit{write lease} che confligge con una
2140 operazione di lettura, declassando il \textit{lease} a lettura con
2143 Se il \textit{lease holder} non provvede a rilasciare il \textit{lease} entro
2144 il numero di secondi specificato dal parametro di sistema mantenuto in
2145 \procfile{/proc/sys/fs/lease-break-time} sarà il kernel stesso a rimuoverlo (o
2146 declassarlo) automaticamente.\footnote{questa è una misura di sicurezza per
2147 evitare che un processo blocchi indefinitamente l'accesso ad un file
2148 acquisendo un \textit{lease}.} Una volta che un \textit{lease} è stato
2149 rilasciato o declassato (che questo sia fatto dal \textit{lease holder} o dal
2150 kernel è lo stesso) le chiamate a \func{open} o \func{truncate} eseguite dal
2151 \textit{lease breaker} rimaste bloccate proseguono automaticamente.
2156 Benché possa risultare utile per sincronizzare l'accesso ad uno stesso file da
2157 parte di più processi, l'uso dei \textit{file lease} non consente comunque di
2158 risolvere il problema di rilevare automaticamente quando un file o una
2159 directory vengono modificati, che è quanto necessario ad esempio ai programma
2160 di gestione dei file dei vari desktop grafici.
2162 Per risolvere questo problema a partire dal kernel 2.4 è stata allora creata
2163 un'altra interfaccia,\footnote{si ricordi che anche questa è una interfaccia
2164 specifica di Linux che deve essere evitata se si vogliono scrivere programmi
2165 portabili, e che le funzionalità illustrate sono disponibili soltanto se è
2166 stata definita la macro \macro{\_GNU\_SOURCE}.} chiamata \textit{dnotify},
2167 che consente di richiedere una notifica quando una directory, o uno qualunque
2168 dei file in essa contenuti, viene modificato. Come per i \textit{file lease}
2169 la notifica avviene di default attraverso il segnale \const{SIGIO}, ma se ne
2170 può utilizzare un altro.\footnote{e di nuovo, per le ragioni già esposte in
2171 precedenza, è opportuno che si utilizzino dei segnali real-time.} Inoltre,
2172 come in precedenza, si potrà ottenere nel gestore del segnale il file
2173 descriptor che è stato modificato tramite il contenuto della struttura
2174 \struct{siginfo\_t}.
2176 \index{file!lease|)}
2181 \begin{tabular}[c]{|l|p{8cm}|}
2183 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
2186 \const{DN\_ACCESS} & Un file è stato acceduto, con l'esecuzione di una fra
2187 \func{read}, \func{pread}, \func{readv}.\\
2188 \const{DN\_MODIFY} & Un file è stato modificato, con l'esecuzione di una
2189 fra \func{write}, \func{pwrite}, \func{writev},
2190 \func{truncate}, \func{ftruncate}.\\
2191 \const{DN\_CREATE} & È stato creato un file nella directory, con
2192 l'esecuzione di una fra \func{open}, \func{creat},
2193 \func{mknod}, \func{mkdir}, \func{link},
2194 \func{symlink}, \func{rename} (da un'altra
2196 \const{DN\_DELETE} & È stato cancellato un file dalla directory con
2197 l'esecuzione di una fra \func{unlink}, \func{rename}
2198 (su un'altra directory), \func{rmdir}.\\
2199 \const{DN\_RENAME} & È stato rinominato un file all'interno della
2200 directory (con \func{rename}).\\
2201 \const{DN\_ATTRIB} & È stato modificato un attributo di un file con
2202 l'esecuzione di una fra \func{chown}, \func{chmod},
2204 \const{DN\_MULTISHOT}& Richiede una notifica permanente di tutti gli
2208 \caption{Le costanti che identificano le varie classi di eventi per i quali
2209 si richiede la notifica con il comando \const{F\_NOTIFY} di \func{fcntl}.}
2210 \label{tab:file_notify}
2213 Ci si può registrare per le notifiche dei cambiamenti al contenuto di una
2214 certa directory eseguendo la funzione \func{fcntl} su un file descriptor
2215 associato alla stessa con il comando \const{F\_NOTIFY}. In questo caso
2216 l'argomento \param{arg} di \func{fcntl} serve ad indicare per quali classi
2217 eventi si vuole ricevere la notifica, e prende come valore una maschera
2218 binaria composta dall'OR aritmetico di una o più delle costanti riportate in
2219 tab.~\ref{tab:file_notify}.
2221 A meno di non impostare in maniera esplicita una notifica permanente usando il
2222 valore \const{DN\_MULTISHOT}, la notifica è singola: viene cioè inviata una
2223 sola volta quando si verifica uno qualunque fra gli eventi per i quali la si è
2224 richiesta. Questo significa che un programma deve registrarsi un'altra volta
2225 se desidera essere notificato di ulteriori cambiamenti. Se si eseguono diverse
2226 chiamate con \const{F\_NOTIFY} e con valori diversi per \param{arg} questi
2227 ultimi si \textsl{accumulano}; cioè eventuali nuovi classi di eventi
2228 specificate in chiamate successive vengono aggiunte a quelle già impostate
2229 nelle precedenti. Se si vuole rimuovere la notifica si deve invece
2230 specificare un valore nullo.
2234 Il maggiore problema di \textit{dnotify} è quello della scalabilità: si deve
2235 usare un file descriptor per ciascuna directory che si vuole tenere sotto
2236 controllo, il che porta facilmente ad avere un eccesso di file aperti. Inoltre
2237 quando la directory che si controlla è all'interno di un dispositivo
2238 rimovibile, mantenere il relativo file descriptor aperto comporta
2239 l'impossibilità di smontare il dispositivo e di rimuoverlo, il che in genere
2240 complica notevolmente la gestione dell'uso di questi dispositivi.
2242 Un altro problema è che l'interfaccia di \textit{dnotify} consente solo di
2243 tenere sotto controllo il contenuto di una directory; la modifica di un file
2244 viene segnalata, ma poi è necessario verificare di quale file si tratta
2245 (operazione che può essere molto onerosa quando una directory contiene un gran
2246 numero di file). Infine l'uso dei segnali come interfaccia di notifica
2247 comporta tutti i problemi di gestione visti in sez.~\ref{sec:sig_management} e
2248 sez.~\ref{sec:sig_adv_control}. Per tutta questa serie di motivi in generale
2249 quella di \textit{dnotify} viene considerata una interfaccia di usabilità
2254 Per risolvere i problemi appena illustrati è stata introdotta una nuova
2255 interfaccia per l'osservazione delle modifiche a file o directory, chiamata
2256 \textit{inotify}.\footnote{l'interfaccia è disponibile a partire dal kernel
2257 2.6.13, le relative funzioni sono state introdotte nelle glibc 2.4.} Anche
2258 questa è una interfaccia specifica di Linux (pertanto non deve essere usata se
2259 si devono scrivere programmi portabili), ed è basata sull'uso di una coda di
2260 notifica degli eventi associata ad un singolo file descriptor, il che permette
2261 di risolvere il principale problema di \itindex{dnotify} \textit{dnotify}. La
2262 coda viene creata attraverso la funzione \funcd{inotify\_init}, il cui
2264 \begin{prototype}{sys/inotify.h}
2265 {int inotify\_init(void)}
2267 Inizializza una istanza di \textit{inotify}.
2269 \bodydesc{La funzione restituisce un file descriptor in caso di successo, o
2270 $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
2272 \item[\errcode{EMFILE}] si è raggiunto il numero massimo di istanze di
2273 \textit{inotify} consentite all'utente.
2274 \item[\errcode{ENFILE}] si è raggiunto il massimo di file descriptor aperti
2276 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è sufficiente memoria nel kernel per creare
2282 La funzione non prende alcun argomento; inizializza una istanza di
2283 \textit{inotify} e restituisce un file descriptor attraverso il quale verranno
2284 effettuate le operazioni di notifica;\footnote{per evitare abusi delle risorse
2285 di sistema è previsto che un utente possa utilizzare un numero limitato di
2286 istanze di \textit{inotify}; il valore di default del limite è di 128, ma
2287 questo valore può essere cambiato con \func{sysctl} o usando il file
2288 \procfile{/proc/sys/fs/inotify/max\_user\_instances}.} si tratta di un file
2289 descriptor speciale che non è associato a nessun file su disco, e che viene
2290 utilizzato solo per notificare gli eventi che sono stati posti in
2291 osservazione. Dato che questo file descriptor non è associato a nessun file o
2292 directory reale, l'inconveniente di non poter smontare un filesystem i cui
2293 file sono tenuti sotto osservazione viene completamente
2294 eliminato.\footnote{anzi, una delle capacità dell'interfaccia di
2295 \textit{inotify} è proprio quella di notificare il fatto che il filesystem
2296 su cui si trova il file o la directory osservata è stato smontato.}
2298 Inoltre trattandosi di un file descriptor a tutti gli effetti, esso potrà
2299 essere utilizzato come argomento per le funzioni \func{select} e \func{poll} e
2300 con l'interfaccia di \textit{epoll};\footnote{ed a partire dal kernel 2.6.25 è
2301 stato introdotto anche il supporto per il \itindex{signal~driven~I/O}
2302 \texttt{signal-driven I/O} trattato in
2303 sez.~\ref{sec:file_asyncronous_operation}.} siccome gli eventi vengono
2304 notificati come dati disponibili in lettura, dette funzioni ritorneranno tutte
2305 le volte che si avrà un evento di notifica. Così, invece di dover utilizzare i
2306 segnali,\footnote{considerati una pessima scelta dal punto di vista
2307 dell'interfaccia utente.} si potrà gestire l'osservazione degli eventi con
2308 una qualunque delle modalità di \textit{I/O multiplexing} illustrate in
2309 sez.~\ref{sec:file_multiplexing}. Qualora si voglia cessare l'osservazione,
2310 sarà sufficiente chiudere il file descriptor e tutte le risorse allocate
2311 saranno automaticamente rilasciate.
2313 Infine l'interfaccia di \textit{inotify} consente di mettere sotto
2314 osservazione, oltre che una directory, anche singoli file. Una volta creata
2315 la coda di notifica si devono definire gli eventi da tenere sotto
2316 osservazione; questo viene fatto attraverso una \textsl{lista di osservazione}
2317 (o \textit{watch list}) che è associata alla coda. Per gestire la lista di
2318 osservazione l'interfaccia fornisce due funzioni, la prima di queste è
2319 \funcd{inotify\_add\_watch}, il cui prototipo è:
2320 \begin{prototype}{sys/inotify.h}
2321 {int inotify\_add\_watch(int fd, const char *pathname, uint32\_t mask)}
2323 Aggiunge un evento di osservazione alla lista di osservazione di \param{fd}.
2325 \bodydesc{La funzione restituisce un valore positivo in caso di successo, o
2326 $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
2328 \item[\errcode{EACCESS}] non si ha accesso in lettura al file indicato.
2329 \item[\errcode{EINVAL}] \param{mask} non contiene eventi legali o \param{fd}
2330 non è un file descriptor di \textit{inotify}.
2331 \item[\errcode{ENOSPC}] si è raggiunto il numero massimo di voci di
2332 osservazione o il kernel non ha potuto allocare una risorsa necessaria.
2334 ed inoltre \errval{EFAULT}, \errval{ENOMEM} e \errval{EBADF}.}
2337 La funzione consente di creare un ``\textsl{osservatore}'' (il cosiddetto
2338 ``\textit{watch}'') nella lista di osservazione di una coda di notifica, che
2339 deve essere indicata specificando il file descriptor ad essa associato
2340 nell'argomento \param{fd}.\footnote{questo ovviamente dovrà essere un file
2341 descriptor creato con \func{inotify\_init}.} Il file o la directory da
2342 porre sotto osservazione vengono invece indicati per nome, da passare
2343 nell'argomento \param{pathname}. Infine il terzo argomento, \param{mask},
2344 indica che tipo di eventi devono essere tenuti sotto osservazione e le
2345 modalità della stessa. L'operazione può essere ripetuta per tutti i file e le
2346 directory che si vogliono tenere sotto osservazione,\footnote{anche in questo
2347 caso c'è un limite massimo che di default è pari a 8192, ed anche questo
2348 valore può essere cambiato con \func{sysctl} o usando il file
2349 \procfile{/proc/sys/fs/inotify/max\_user\_watches}.} e si utilizzerà sempre
2350 un solo file descriptor.
2352 Il tipo di evento che si vuole osservare deve essere specificato
2353 nell'argomento \param{mask} come maschera binaria, combinando i valori delle
2354 costanti riportate in tab.~\ref{tab:inotify_event_watch} che identificano i
2355 singoli bit della maschera ed il relativo significato. In essa si sono marcati
2356 con un ``$\bullet$'' gli eventi che, quando specificati per una directory,
2357 vengono osservati anche su tutti i file che essa contiene. Nella seconda
2358 parte della tabella si sono poi indicate alcune combinazioni predefinite dei
2359 flag della prima parte.
2364 \begin{tabular}[c]{|l|c|p{10cm}|}
2366 \textbf{Valore} & & \textbf{Significato} \\
2369 \const{IN\_ACCESS} &$\bullet$& C'è stato accesso al file in
2371 \const{IN\_ATTRIB} &$\bullet$& Ci sono stati cambiamenti sui dati
2372 dell'inode (o sugli attributi
2374 sez.~\ref{sec:file_xattr}).\\
2375 \const{IN\_CLOSE\_WRITE} &$\bullet$& È stato chiuso un file aperto in
2377 \const{IN\_CLOSE\_NOWRITE}&$\bullet$& È stato chiuso un file aperto in
2379 \const{IN\_CREATE} &$\bullet$& È stato creato un file o una
2380 directory in una directory sotto
2382 \const{IN\_DELETE} &$\bullet$& È stato cancellato un file o una
2383 directory in una directory sotto
2385 \const{IN\_DELETE\_SELF} & -- & È stato cancellato il file (o la
2386 directory) sotto osservazione.\\
2387 \const{IN\_MODIFY} &$\bullet$& È stato modificato il file.\\
2388 \const{IN\_MOVE\_SELF} & & È stato rinominato il file (o la
2389 directory) sotto osservazione.\\
2390 \const{IN\_MOVED\_FROM} &$\bullet$& Un file è stato spostato fuori dalla
2391 directory sotto osservazione.\\
2392 \const{IN\_MOVED\_TO} &$\bullet$& Un file è stato spostato nella
2393 directory sotto osservazione.\\
2394 \const{IN\_OPEN} &$\bullet$& Un file è stato aperto.\\
2396 \const{IN\_CLOSE} & & Combinazione di
2397 \const{IN\_CLOSE\_WRITE} e
2398 \const{IN\_CLOSE\_NOWRITE}.\\
2399 \const{IN\_MOVE} & & Combinazione di
2400 \const{IN\_MOVED\_FROM} e
2401 \const{IN\_MOVED\_TO}.\\
2402 \const{IN\_ALL\_EVENTS} & & Combinazione di tutti i flag
2406 \caption{Le costanti che identificano i bit della maschera binaria
2407 dell'argomento \param{mask} di \func{inotify\_add\_watch} che indicano il
2408 tipo di evento da tenere sotto osservazione.}
2409 \label{tab:inotify_event_watch}
2412 Oltre ai flag di tab.~\ref{tab:inotify_event_watch}, che indicano il tipo di
2413 evento da osservare e che vengono utilizzati anche in uscita per indicare il
2414 tipo di evento avvenuto, \func{inotify\_add\_watch} supporta ulteriori
2415 flag,\footnote{i flag \const{IN\_DONT\_FOLLOW}, \const{IN\_MASK\_ADD} e
2416 \const{IN\_ONLYDIR} sono stati introdotti a partire dalle glibc 2.5, se si
2417 usa la versione 2.4 è necessario definirli a mano.} riportati in
2418 tab.~\ref{tab:inotify_add_watch_flag}, che indicano le modalità di
2419 osservazione (da passare sempre nell'argomento \param{mask}) e che al
2420 contrario dei precedenti non vengono mai impostati nei risultati in uscita.
2425 \begin{tabular}[c]{|l|p{10cm}|}
2427 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
2430 \const{IN\_DONT\_FOLLOW}& Non dereferenzia \param{pathname} se questo è un
2432 \const{IN\_MASK\_ADD} & Aggiunge a quelli già impostati i flag indicati
2433 nell'argomento \param{mask}, invece di
2435 \const{IN\_ONESHOT} & Esegue l'osservazione su \param{pathname} per una
2436 sola volta, rimuovendolo poi dalla \textit{watch
2438 \const{IN\_ONLYDIR} & Se \param{pathname} è una directory riporta
2439 soltanto gli eventi ad essa relativi e non
2440 quelli per i file che contiene.\\
2443 \caption{Le costanti che identificano i bit della maschera binaria
2444 dell'argomento \param{mask} di \func{inotify\_add\_watch} che indicano le
2445 modalità di osservazione.}
2446 \label{tab:inotify_add_watch_flag}
2449 Se non esiste nessun \textit{watch} per il file o la directory specificata
2450 questo verrà creato per gli eventi specificati dall'argomento \param{mask},
2451 altrimenti la funzione sovrascriverà le impostazioni precedenti, a meno che
2452 non si sia usato il flag \const{IN\_MASK\_ADD}, nel qual caso gli eventi
2453 specificati saranno aggiunti a quelli già presenti.
2455 Come accennato quando si tiene sotto osservazione una directory vengono
2456 restituite le informazioni sia riguardo alla directory stessa che ai file che
2457 essa contiene; questo comportamento può essere disabilitato utilizzando il
2458 flag \const{IN\_ONLYDIR}, che richiede di riportare soltanto gli eventi
2459 relativi alla directory stessa. Si tenga presente inoltre che quando si
2460 osserva una directory vengono riportati solo gli eventi sui file che essa
2461 contiene direttamente, non quelli relativi a file contenuti in eventuali
2462 sottodirectory; se si vogliono osservare anche questi sarà necessario creare
2463 ulteriori \textit{watch} per ciascuna sottodirectory.
2465 Infine usando il flag \const{IN\_ONESHOT} è possibile richiedere una notifica
2466 singola;\footnote{questa funzionalità però è disponibile soltanto a partire dal
2467 kernel 2.6.16.} una volta verificatosi uno qualunque fra gli eventi
2468 richiesti con \func{inotify\_add\_watch} l'\textsl{osservatore} verrà
2469 automaticamente rimosso dalla lista di osservazione e nessun ulteriore evento
2470 sarà più notificato.
2472 In caso di successo \func{inotify\_add\_watch} ritorna un intero positivo,
2473 detto \textit{watch descriptor}, che identifica univocamente un
2474 \textsl{osservatore} su una coda di notifica; esso viene usato per farvi
2475 riferimento sia riguardo i risultati restituiti da \textit{inotify}, che per
2476 la eventuale rimozione dello stesso.
2478 La seconda funzione per la gestione delle code di notifica, che permette di
2479 rimuovere un \textsl{osservatore}, è \funcd{inotify\_rm\_watch}, ed il suo
2481 \begin{prototype}{sys/inotify.h}
2482 {int inotify\_rm\_watch(int fd, uint32\_t wd)}
2484 Rimuove un \textsl{osservatore} da una coda di notifica.
2486 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, o $-1$ in caso di
2487 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
2489 \item[\errcode{EBADF}] non si è specificato in \param{fd} un file descriptor
2491 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{wd} non è corretto, o \param{fd}
2492 non è associato ad una coda di notifica.
2497 La funzione rimuove dalla coda di notifica identificata dall'argomento
2498 \param{fd} l'osservatore identificato dal \textit{watch descriptor}
2499 \param{wd};\footnote{ovviamente deve essere usato per questo argomento un
2500 valore ritornato da \func{inotify\_add\_watch}, altrimenti si avrà un errore
2501 di \errval{EINVAL}.} in caso di successo della rimozione, contemporaneamente
2502 alla cancellazione dell'osservatore, sulla coda di notifica verrà generato un
2503 evento di tipo \const{IN\_IGNORED} (vedi
2504 tab.~\ref{tab:inotify_read_event_flag}). Si tenga presente che se un file
2505 viene cancellato o un filesystem viene smontato i relativi osservatori vengono
2506 rimossi automaticamente e non è necessario utilizzare
2507 \func{inotify\_rm\_watch}.
2509 Come accennato l'interfaccia di \textit{inotify} prevede che gli eventi siano
2510 notificati come dati presenti in lettura sul file descriptor associato alla
2511 coda di notifica. Una applicazione pertanto dovrà leggere i dati da detto file
2512 con una \func{read}, che ritornerà sul buffer i dati presenti nella forma di
2513 una o più strutture di tipo \struct{inotify\_event} (la cui definizione è
2514 riportata in fig.~\ref{fig:inotify_event}). Qualora non siano presenti dati la
2515 \func{read} si bloccherà (a meno di non aver impostato il file descriptor in
2516 modalità non bloccante) fino all'arrivo di almeno un evento.
2518 \begin{figure}[!htb]
2519 \footnotesize \centering
2520 \begin{minipage}[c]{15cm}
2521 \includestruct{listati/inotify_event.h}
2524 \caption{La struttura \structd{inotify\_event} usata dall'interfaccia di
2525 \textit{inotify} per riportare gli eventi.}
2526 \label{fig:inotify_event}
2529 Una ulteriore caratteristica dell'interfaccia di \textit{inotify} è che essa
2530 permette di ottenere con \func{ioctl}, come per i file descriptor associati ai
2531 socket (si veda sez.~\ref{sec:sock_ioctl_IP}) il numero di byte disponibili in
2532 lettura sul file descriptor, utilizzando su di esso l'operazione
2533 \const{FIONREAD}.\footnote{questa è una delle operazioni speciali per i file
2534 (vedi sez.~\ref{sec:file_ioctl}), che è disponibile solo per i socket e per
2535 i file descriptor creati con \func{inotify\_init}.} Si può così utilizzare
2536 questa operazione, oltre che per predisporre una operazione di lettura con un
2537 buffer di dimensioni adeguate, anche per ottenere rapidamente il numero di
2538 file che sono cambiati.
2540 Una volta effettuata la lettura con \func{read} a ciascun evento sarà
2541 associata una struttura \struct{inotify\_event} contenente i rispettivi dati.
2542 Per identificare a quale file o directory l'evento corrisponde viene
2543 restituito nel campo \var{wd} il \textit{watch descriptor} con cui il relativo
2544 osservatore è stato registrato. Il campo \var{mask} contiene invece una
2545 maschera di bit che identifica il tipo di evento verificatosi; in essa
2546 compariranno sia i bit elencati nella prima parte di
2547 tab.~\ref{tab:inotify_event_watch}, che gli eventuali valori
2548 aggiuntivi\footnote{questi compaiono solo nel campo \var{mask} di
2549 \struct{inotify\_event}, e non utilizzabili in fase di registrazione
2550 dell'osservatore.} di tab.~\ref{tab:inotify_read_event_flag}.
2555 \begin{tabular}[c]{|l|p{10cm}|}
2557 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
2560 \const{IN\_IGNORED} & L'osservatore è stato rimosso, sia in maniera
2561 esplicita con l'uso di \func{inotify\_rm\_watch},
2562 che in maniera implicita per la rimozione
2563 dell'oggetto osservato o per lo smontaggio del
2564 filesystem su cui questo si trova.\\
2565 \const{IN\_ISDIR} & L'evento avvenuto fa riferimento ad una directory
2566 (consente così di distinguere, quando si pone
2567 sotto osservazione una directory, fra gli eventi
2568 relativi ad essa e quelli relativi ai file che
2570 \const{IN\_Q\_OVERFLOW}& Si sono eccedute le dimensioni della coda degli
2571 eventi (\textit{overflow} della coda); in questo
2572 caso il valore di \var{wd} è $-1$.\footnotemark\\
2573 \const{IN\_UNMOUNT} & Il filesystem contenente l'oggetto posto sotto
2574 osservazione è stato smontato.\\
2577 \caption{Le costanti che identificano i bit aggiuntivi usati nella maschera
2578 binaria del campo \var{mask} di \struct{inotify\_event}.}
2579 \label{tab:inotify_read_event_flag}
2582 \footnotetext{la coda di notifica ha una dimensione massima specificata dal
2583 parametro di sistema \procfile{/proc/sys/fs/inotify/max\_queued\_events} che
2584 indica il numero massimo di eventi che possono essere mantenuti sulla
2585 stessa; quando detto valore viene ecceduto gli ulteriori eventi vengono
2586 scartati, ma viene comunque generato un evento di tipo
2587 \const{IN\_Q\_OVERFLOW}.}
2589 Il campo \var{cookie} contiene invece un intero univoco che permette di
2590 identificare eventi correlati (per i quali avrà lo stesso valore), al momento
2591 viene utilizzato soltanto per rilevare lo spostamento di un file, consentendo
2592 così all'applicazione di collegare la corrispondente coppia di eventi
2593 \const{IN\_MOVED\_TO} e \const{IN\_MOVED\_FROM}.
2595 Infine due campi \var{name} e \var{len} sono utilizzati soltanto quando
2596 l'evento è relativo ad un file presente in una directory posta sotto
2597 osservazione, in tal caso essi contengono rispettivamente il nome del file
2598 (come pathname relativo alla directory osservata) e la relativa dimensione in
2599 byte. Il campo \var{name} viene sempre restituito come stringa terminata da
2600 NUL, con uno o più zeri di terminazione, a seconda di eventuali necessità di
2601 allineamento del risultato, ed il valore di \var{len} corrisponde al totale
2602 della dimensione di \var{name}, zeri aggiuntivi compresi. La stringa con il
2603 nome del file viene restituita nella lettura subito dopo la struttura
2604 \struct{inotify\_event}; questo significa che le dimensioni di ciascun evento
2605 di \textit{inotify} saranno pari a \code{sizeof(\struct{inotify\_event}) +
2608 Vediamo allora un esempio dell'uso dell'interfaccia di \textit{inotify} con un
2609 semplice programma che permette di mettere sotto osservazione uno o più file e
2610 directory. Il programma si chiama \texttt{inotify\_monitor.c} ed il codice
2611 completo è disponibile coi sorgenti allegati alla guida, il corpo principale
2612 del programma, che non contiene la sezione di gestione delle opzioni e le
2613 funzioni di ausilio è riportato in fig.~\ref{fig:inotify_monitor_example}.
2615 \begin{figure}[!htbp]
2616 \footnotesize \centering
2617 \begin{minipage}[c]{15cm}
2618 \includecodesample{listati/inotify_monitor.c}
2621 \caption{Esempio di codice che usa l'interfaccia di \textit{inotify}.}
2622 \label{fig:inotify_monitor_example}
2625 Una volta completata la scansione delle opzioni il corpo principale del
2626 programma inizia controllando (\texttt{\small 11--15}) che sia rimasto almeno
2627 un argomento che indichi quale file o directory mettere sotto osservazione (e
2628 qualora questo non avvenga esce stampando la pagina di aiuto); dopo di che
2629 passa (\texttt{\small 16--20}) all'inizializzazione di \textit{inotify}
2630 ottenendo con \func{inotify\_init} il relativo file descriptor (oppure usce in
2633 Il passo successivo è aggiungere (\texttt{\small 21--30}) alla coda di
2634 notifica gli opportuni osservatori per ciascuno dei file o directory indicati
2635 all'invocazione del comando; questo viene fatto eseguendo un ciclo
2636 (\texttt{\small 22--29}) fintanto che la variabile \var{i}, inizializzata a
2637 zero (\texttt{\small 21}) all'inizio del ciclo, è minore del numero totale di
2638 argomenti rimasti. All'interno del ciclo si invoca (\texttt{\small 23})
2639 \func{inotify\_add\_watch} per ciascuno degli argomenti, usando la maschera
2640 degli eventi data dalla variabile \var{mask} (il cui valore viene impostato
2641 nella scansione delle opzioni), in caso di errore si esce dal programma
2642 altrimenti si incrementa l'indice (\texttt{\small 29}).
2644 Completa l'inizializzazione di \textit{inotify} inizia il ciclo principale
2645 (\texttt{\small 32--56}) del programma, nel quale si resta in attesa degli
2646 eventi che si intendono osservare. Questo viene fatto eseguendo all'inizio del
2647 ciclo (\texttt{\small 33}) una \func{read} che si bloccherà fintanto che non
2648 si saranno verificati eventi.
2650 Dato che l'interfaccia di \textit{inotify} può riportare anche più eventi in
2651 una sola lettura, si è avuto cura di passare alla \func{read} un buffer di
2652 dimensioni adeguate, inizializzato in (\texttt{\small 7}) ad un valore di
2653 approssimativamente 512 eventi.\footnote{si ricordi che la quantità di dati
2654 restituita da \textit{inotify} è variabile a causa della diversa lunghezza
2655 del nome del file restituito insieme a \struct{inotify\_event}.} In caso di
2656 errore di lettura (\texttt{\small 35--40}) il programma esce con un messaggio
2657 di errore (\texttt{\small 37--39}), a meno che non si tratti di una
2658 interruzione della system call, nel qual caso (\texttt{\small 36}) si ripete la
2661 Se la lettura è andata a buon fine invece si esegue un ciclo (\texttt{\small
2662 43--52}) per leggere tutti gli eventi restituiti, al solito si inizializza
2663 l'indice \var{i} a zero (\texttt{\small 42}) e si ripetono le operazioni
2664 (\texttt{\small 43}) fintanto che esso non supera il numero di byte restituiti
2665 in lettura. Per ciascun evento all'interno del ciclo si assegna\footnote{si
2666 noti come si sia eseguito un opportuno \textit{casting} del puntatore.} alla
2667 variabile \var{event} l'indirizzo nel buffer della corrispondente struttura
2668 \struct{inotify\_event} (\texttt{\small 44}), e poi si stampano il numero di
2669 \textit{watch descriptor} (\texttt{\small 45}) ed il file a cui questo fa
2670 riferimento (\texttt{\small 46}), ricavato dagli argomenti passati a riga di
2671 comando sfruttando il fatto che i \textit{watch descriptor} vengono assegnati
2672 in ordine progressivo crescente a partire da 1.
2674 Qualora sia presente il riferimento ad un nome di file associato all'evento lo
2675 si stampa (\texttt{\small 47--49}); si noti come in questo caso si sia
2676 utilizzato il valore del campo \var{event->len} e non al fatto che
2677 \var{event->name} riporti o meno un puntatore nullo.\footnote{l'interfaccia
2678 infatti, qualora il nome non sia presente, non avvalora il campo
2679 \var{event->name}, che si troverà a contenere quello che era precedentemente
2680 presente nella rispettiva locazione di memoria, nel caso più comune il
2681 puntatore al nome di un file osservato in precedenza.} Si utilizza poi
2682 (\texttt{\small 50}) la funzione \code{printevent}, che interpreta il valore
2683 del campo \var{event->mask} per stampare il tipo di eventi
2684 accaduti.\footnote{per il relativo codice, che non riportiamo in quanto non
2685 essenziale alla comprensione dell'esempio, si possono utilizzare direttamente
2686 i sorgenti allegati alla guida.} Infine (\texttt{\small 51}) si provvede ad
2687 aggiornare l'indice \var{i} per farlo puntare all'evento successivo.
2689 Se adesso usiamo il programma per mettere sotto osservazione una directory, e
2690 da un altro terminale eseguiamo il comando \texttt{ls} otterremo qualcosa del
2693 piccardi@gethen:~/gapil/sources$ ./inotify_monitor -a /home/piccardi/gapil/
2695 Observed event on /home/piccardi/gapil/
2698 Observed event on /home/piccardi/gapil/
2702 I lettori più accorti si saranno resi conto che nel ciclo di lettura degli
2703 eventi appena illustrato non viene trattato il caso particolare in cui la
2704 funzione \func{read} restituisce in \var{nread} un valore nullo. Lo si è fatto
2705 perché con \textit{inotify} il ritorno di una \func{read} con un valore nullo
2706 avviene soltanto, come forma di avviso, quando si sia eseguita la funzione
2707 specificando un buffer di dimensione insufficiente a contenere anche un solo
2708 evento. Nel nostro caso le dimensioni erano senz'altro sufficienti, per cui
2709 tale evenienza non si verificherà mai.
2711 Ci si potrà però chiedere cosa succede se il buffer è sufficiente per un
2712 evento, ma non per tutti gli eventi verificatisi. Come si potrà notare nel
2713 codice illustrato in precedenza non si è presa nessuna precauzione per
2714 verificare che non ci fossero stati troncamenti dei dati. Anche in questo caso
2715 il comportamento scelto è corretto, perché l'interfaccia di \textit{inotify}
2716 garantisce automaticamente, anche quando ne sono presenti in numero maggiore,
2717 di restituire soltanto il numero di eventi che possono rientrare completamente
2718 nelle dimensioni del buffer specificato.\footnote{si avrà cioè, facendo
2719 riferimento sempre al codice di fig.~\ref{fig:inotify_monitor_example}, che
2720 \var{read} sarà in genere minore delle dimensioni di \var{buffer} ed uguale
2721 soltanto qualora gli eventi corrispondano esattamente alle dimensioni di
2722 quest'ultimo.} Se gli eventi sono di più saranno restituiti solo quelli che
2723 entrano interamente nel buffer e gli altri saranno restituiti alla successiva
2724 chiamata di \func{read}.
2726 Infine un'ultima caratteristica dell'interfaccia di \textit{inotify} è che gli
2727 eventi restituiti nella lettura formano una sequenza ordinata, è cioè
2728 garantito che se si esegue uno spostamento di un file gli eventi vengano
2729 generati nella sequenza corretta. L'interfaccia garantisce anche che se si
2730 verificano più eventi consecutivi identici (vale a dire con gli stessi valori
2731 dei campi \var{wd}, \var{mask}, \var{cookie}, e \var{name}) questi vengono
2732 raggruppati in un solo evento.
2736 % TODO trattare fanotify, vedi http://lwn.net/Articles/339399/ e
2737 % http://lwn.net/Articles/343346/ (incluso nel 2.6.36)
2740 \subsection{L'interfaccia POSIX per l'I/O asincrono}
2741 \label{sec:file_asyncronous_io}
2743 Una modalità alternativa all'uso dell'\textit{I/O multiplexing} per gestione
2744 dell'I/O simultaneo su molti file è costituita dal cosiddetto \textsl{I/O
2745 asincrono}. Il concetto base dell'\textsl{I/O asincrono} è che le funzioni
2746 di I/O non attendono il completamento delle operazioni prima di ritornare,
2747 così che il processo non viene bloccato. In questo modo diventa ad esempio
2748 possibile effettuare una richiesta preventiva di dati, in modo da poter
2749 effettuare in contemporanea le operazioni di calcolo e quelle di I/O.
2751 Benché la modalità di apertura asincrona di un file possa risultare utile in
2752 varie occasioni (in particolar modo con i socket e gli altri file per i quali
2753 le funzioni di I/O sono \index{system~call~lente} system call lente), essa è
2754 comunque limitata alla notifica della disponibilità del file descriptor per le
2755 operazioni di I/O, e non ad uno svolgimento asincrono delle medesime. Lo
2756 standard POSIX.1b definisce una interfaccia apposita per l'I/O asincrono vero
2757 e proprio, che prevede un insieme di funzioni dedicate per la lettura e la
2758 scrittura dei file, completamente separate rispetto a quelle usate
2761 In generale questa interfaccia è completamente astratta e può essere
2762 implementata sia direttamente nel kernel, che in user space attraverso l'uso
2763 di \itindex{thread} \textit{thread}. Per le versioni del kernel meno recenti
2764 esiste una implementazione di questa interfaccia fornita delle \acr{glibc},
2765 che è realizzata completamente in user space, ed è accessibile linkando i
2766 programmi con la libreria \file{librt}. Nelle versioni più recenti (a partire
2767 dalla 2.5.32) è stato introdotto direttamente nel kernel un nuovo layer per
2770 Lo standard prevede che tutte le operazioni di I/O asincrono siano controllate
2771 attraverso l'uso di una apposita struttura \struct{aiocb} (il cui nome sta per
2772 \textit{asyncronous I/O control block}), che viene passata come argomento a
2773 tutte le funzioni dell'interfaccia. La sua definizione, come effettuata in
2774 \file{aio.h}, è riportata in fig.~\ref{fig:file_aiocb}. Nello steso file è
2775 definita la macro \macro{\_POSIX\_ASYNCHRONOUS\_IO}, che dichiara la
2776 disponibilità dell'interfaccia per l'I/O asincrono.
2778 \begin{figure}[!htb]
2779 \footnotesize \centering
2780 \begin{minipage}[c]{15cm}
2781 \includestruct{listati/aiocb.h}
2784 \caption{La struttura \structd{aiocb}, usata per il controllo dell'I/O
2786 \label{fig:file_aiocb}
2789 Le operazioni di I/O asincrono possono essere effettuate solo su un file già
2790 aperto; il file deve inoltre supportare la funzione \func{lseek}, pertanto
2791 terminali e pipe sono esclusi. Non c'è limite al numero di operazioni
2792 contemporanee effettuabili su un singolo file. Ogni operazione deve
2793 inizializzare opportunamente un \textit{control block}. Il file descriptor su
2794 cui operare deve essere specificato tramite il campo \var{aio\_fildes}; dato
2795 che più operazioni possono essere eseguita in maniera asincrona, il concetto
2796 di posizione corrente sul file viene a mancare; pertanto si deve sempre
2797 specificare nel campo \var{aio\_offset} la posizione sul file da cui i dati
2798 saranno letti o scritti. Nel campo \var{aio\_buf} deve essere specificato
2799 l'indirizzo del buffer usato per l'I/O, ed in \var{aio\_nbytes} la lunghezza
2800 del blocco di dati da trasferire.
2802 Il campo \var{aio\_reqprio} permette di impostare la priorità delle operazioni
2803 di I/O.\footnote{in generale perché ciò sia possibile occorre che la
2804 piattaforma supporti questa caratteristica, questo viene indicato definendo
2805 le macro \macro{\_POSIX\_PRIORITIZED\_IO}, e
2806 \macro{\_POSIX\_PRIORITY\_SCHEDULING}.} La priorità viene impostata a
2807 partire da quella del processo chiamante (vedi sez.~\ref{sec:proc_priority}),
2808 cui viene sottratto il valore di questo campo. Il campo
2809 \var{aio\_lio\_opcode} è usato solo dalla funzione \func{lio\_listio}, che,
2810 come vedremo, permette di eseguire con una sola chiamata una serie di
2811 operazioni, usando un vettore di \textit{control block}. Tramite questo campo
2812 si specifica quale è la natura di ciascuna di esse.
2814 Infine il campo \var{aio\_sigevent} è una struttura di tipo \struct{sigevent}
2815 (illustrata in in fig.~\ref{fig:struct_sigevent}) che serve a specificare il
2816 modo in cui si vuole che venga effettuata la notifica del completamento delle
2817 operazioni richieste; per la trattazione delle modalità di utilizzo della
2818 stessa si veda quanto già visto in proposito in sez.~\ref{sec:sig_timer_adv}.
2820 Le due funzioni base dell'interfaccia per l'I/O asincrono sono
2821 \funcd{aio\_read} ed \funcd{aio\_write}. Esse permettono di richiedere una
2822 lettura od una scrittura asincrona di dati, usando la struttura \struct{aiocb}
2823 appena descritta; i rispettivi prototipi sono:
2827 \funcdecl{int aio\_read(struct aiocb *aiocbp)}
2828 Richiede una lettura asincrona secondo quanto specificato con \param{aiocbp}.
2830 \funcdecl{int aio\_write(struct aiocb *aiocbp)}
2831 Richiede una scrittura asincrona secondo quanto specificato con
2834 \bodydesc{Le funzioni restituiscono 0 in caso di successo, e -1 in caso di
2835 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
2837 \item[\errcode{EBADF}] si è specificato un file descriptor sbagliato.
2838 \item[\errcode{ENOSYS}] la funzione non è implementata.
2839 \item[\errcode{EINVAL}] si è specificato un valore non valido per i campi
2840 \var{aio\_offset} o \var{aio\_reqprio} di \param{aiocbp}.
2841 \item[\errcode{EAGAIN}] la coda delle richieste è momentaneamente piena.
2846 Entrambe le funzioni ritornano immediatamente dopo aver messo in coda la
2847 richiesta, o in caso di errore. Non è detto che gli errori \errcode{EBADF} ed
2848 \errcode{EINVAL} siano rilevati immediatamente al momento della chiamata,
2849 potrebbero anche emergere nelle fasi successive delle operazioni. Lettura e
2850 scrittura avvengono alla posizione indicata da \var{aio\_offset}, a meno che
2851 il file non sia stato aperto in \itindex{append~mode} \textit{append mode}
2852 (vedi sez.~\ref{sec:file_open}), nel qual caso le scritture vengono effettuate
2853 comunque alla fine de file, nell'ordine delle chiamate a \func{aio\_write}.
2855 Si tenga inoltre presente che deallocare la memoria indirizzata da
2856 \param{aiocbp} o modificarne i valori prima della conclusione di una
2857 operazione può dar luogo a risultati impredicibili, perché l'accesso ai vari
2858 campi per eseguire l'operazione può avvenire in un momento qualsiasi dopo la
2859 richiesta. Questo comporta che non si devono usare per \param{aiocbp}
2860 variabili automatiche e che non si deve riutilizzare la stessa struttura per
2861 un'altra operazione fintanto che la precedente non sia stata ultimata. In
2862 generale per ogni operazione si deve utilizzare una diversa struttura
2865 Dato che si opera in modalità asincrona, il successo di \func{aio\_read} o
2866 \func{aio\_write} non implica che le operazioni siano state effettivamente
2867 eseguite in maniera corretta; per verificarne l'esito l'interfaccia prevede
2868 altre due funzioni, che permettono di controllare lo stato di esecuzione. La
2869 prima è \funcd{aio\_error}, che serve a determinare un eventuale stato di
2870 errore; il suo prototipo è:
2871 \begin{prototype}{aio.h}
2872 {int aio\_error(const struct aiocb *aiocbp)}
2874 Determina lo stato di errore delle operazioni di I/O associate a
2877 \bodydesc{La funzione restituisce 0 se le operazioni si sono concluse con
2878 successo, altrimenti restituisce il codice di errore relativo al loro
2882 Se l'operazione non si è ancora completata viene restituito l'errore di
2883 \errcode{EINPROGRESS}. La funzione ritorna zero quando l'operazione si è
2884 conclusa con successo, altrimenti restituisce il codice dell'errore
2885 verificatosi, ed esegue la corrispondente impostazione di \var{errno}. Il
2886 codice può essere sia \errcode{EINVAL} ed \errcode{EBADF}, dovuti ad un valore
2887 errato per \param{aiocbp}, che uno degli errori possibili durante l'esecuzione
2888 dell'operazione di I/O richiesta, nel qual caso saranno restituiti, a seconda
2889 del caso, i codici di errore delle system call \func{read}, \func{write} e
2892 Una volta che si sia certi che le operazioni siano state concluse (cioè dopo
2893 che una chiamata ad \func{aio\_error} non ha restituito
2894 \errcode{EINPROGRESS}), si potrà usare la funzione \funcd{aio\_return}, che
2895 permette di verificare il completamento delle operazioni di I/O asincrono; il
2897 \begin{prototype}{aio.h}
2898 {ssize\_t aio\_return(const struct aiocb *aiocbp)}
2900 Recupera il valore dello stato di ritorno delle operazioni di I/O associate a
2903 \bodydesc{La funzione restituisce lo stato di uscita dell'operazione
2907 La funzione deve essere chiamata una sola volte per ciascuna operazione
2908 asincrona, essa infatti fa sì che il sistema rilasci le risorse ad essa
2909 associate. É per questo motivo che occorre chiamare la funzione solo dopo che
2910 l'operazione cui \param{aiocbp} fa riferimento si è completata. Una chiamata
2911 precedente il completamento delle operazioni darebbe risultati indeterminati.
2913 La funzione restituisce il valore di ritorno relativo all'operazione eseguita,
2914 così come ricavato dalla sottostante system call (il numero di byte letti,
2915 scritti o il valore di ritorno di \func{fsync}). É importante chiamare sempre
2916 questa funzione, altrimenti le risorse disponibili per le operazioni di I/O
2917 asincrono non verrebbero liberate, rischiando di arrivare ad un loro
2920 Oltre alle operazioni di lettura e scrittura l'interfaccia POSIX.1b mette a
2921 disposizione un'altra operazione, quella di sincronizzazione dell'I/O,
2922 compiuta dalla funzione \funcd{aio\_fsync}, che ha lo stesso effetto della
2923 analoga \func{fsync}, ma viene eseguita in maniera asincrona; il suo prototipo
2925 \begin{prototype}{aio.h}
2926 {int aio\_fsync(int op, struct aiocb *aiocbp)}
2928 Richiede la sincronizzazione dei dati per il file indicato da \param{aiocbp}.
2930 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e -1 in caso di
2931 errore, che può essere, con le stesse modalità di \func{aio\_read},
2932 \errval{EAGAIN}, \errval{EBADF} o \errval{EINVAL}.}
2935 La funzione richiede la sincronizzazione delle operazioni di I/O, ritornando
2936 immediatamente. L'esecuzione effettiva della sincronizzazione dovrà essere
2937 verificata con \func{aio\_error} e \func{aio\_return} come per le operazioni
2938 di lettura e scrittura. L'argomento \param{op} permette di indicare la
2939 modalità di esecuzione, se si specifica il valore \const{O\_DSYNC} le
2940 operazioni saranno completate con una chiamata a \func{fdatasync}, se si
2941 specifica \const{O\_SYNC} con una chiamata a \func{fsync} (per i dettagli vedi
2942 sez.~\ref{sec:file_sync}).
2944 Il successo della chiamata assicura la sincronizzazione delle operazioni fino
2945 allora richieste, niente è garantito riguardo la sincronizzazione dei dati
2946 relativi ad eventuali operazioni richieste successivamente. Se si è
2947 specificato un meccanismo di notifica questo sarà innescato una volta che le
2948 operazioni di sincronizzazione dei dati saranno completate.
2950 In alcuni casi può essere necessario interrompere le operazioni (in genere
2951 quando viene richiesta un'uscita immediata dal programma), per questo lo
2952 standard POSIX.1b prevede una funzione apposita, \funcd{aio\_cancel}, che
2953 permette di cancellare una operazione richiesta in precedenza; il suo
2955 \begin{prototype}{aio.h}
2956 {int aio\_cancel(int fildes, struct aiocb *aiocbp)}
2958 Richiede la cancellazione delle operazioni sul file \param{fildes} specificate
2961 \bodydesc{La funzione restituisce il risultato dell'operazione con un codice
2962 di positivo, e -1 in caso di errore, che avviene qualora si sia specificato
2963 un valore non valido di \param{fildes}, imposta \var{errno} al valore
2967 La funzione permette di cancellare una operazione specifica sul file
2968 \param{fildes}, o tutte le operazioni pendenti, specificando \val{NULL} come
2969 valore di \param{aiocbp}. Quando una operazione viene cancellata una
2970 successiva chiamata ad \func{aio\_error} riporterà \errcode{ECANCELED} come
2971 codice di errore, ed il suo codice di ritorno sarà -1, inoltre il meccanismo
2972 di notifica non verrà invocato. Se si specifica una operazione relativa ad un
2973 altro file descriptor il risultato è indeterminato. In caso di successo, i
2974 possibili valori di ritorno per \func{aio\_cancel} (anch'essi definiti in
2975 \file{aio.h}) sono tre:
2976 \begin{basedescript}{\desclabelwidth{3.0cm}}
2977 \item[\const{AIO\_ALLDONE}] indica che le operazioni di cui si è richiesta la
2978 cancellazione sono state già completate,
2980 \item[\const{AIO\_CANCELED}] indica che tutte le operazioni richieste sono
2983 \item[\const{AIO\_NOTCANCELED}] indica che alcune delle operazioni erano in
2984 corso e non sono state cancellate.
2987 Nel caso si abbia \const{AIO\_NOTCANCELED} occorrerà chiamare
2988 \func{aio\_error} per determinare quali sono le operazioni effettivamente
2989 cancellate. Le operazioni che non sono state cancellate proseguiranno il loro
2990 corso normale, compreso quanto richiesto riguardo al meccanismo di notifica
2991 del loro avvenuto completamento.
2993 Benché l'I/O asincrono preveda un meccanismo di notifica, l'interfaccia
2994 fornisce anche una apposita funzione, \funcd{aio\_suspend}, che permette di
2995 sospendere l'esecuzione del processo chiamante fino al completamento di una
2996 specifica operazione; il suo prototipo è:
2997 \begin{prototype}{aio.h}
2998 {int aio\_suspend(const struct aiocb * const list[], int nent, const struct
3001 Attende, per un massimo di \param{timeout}, il completamento di una delle
3002 operazioni specificate da \param{list}.
3004 \bodydesc{La funzione restituisce 0 se una (o più) operazioni sono state
3005 completate, e -1 in caso di errore nel qual caso \var{errno} assumerà uno
3008 \item[\errcode{EAGAIN}] nessuna operazione è stata completata entro
3010 \item[\errcode{ENOSYS}] la funzione non è implementata.
3011 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale.
3016 La funzione permette di bloccare il processo fintanto che almeno una delle
3017 \param{nent} operazioni specificate nella lista \param{list} è completata, per
3018 un tempo massimo specificato da \param{timout}, o fintanto che non arrivi un
3019 segnale.\footnote{si tenga conto che questo segnale può anche essere quello
3020 utilizzato come meccanismo di notifica.} La lista deve essere inizializzata
3021 con delle strutture \struct{aiocb} relative ad operazioni effettivamente
3022 richieste, ma può contenere puntatori nulli, che saranno ignorati. In caso si
3023 siano specificati valori non validi l'effetto è indefinito. Un valore
3024 \val{NULL} per \param{timout} comporta l'assenza di timeout.
3026 Lo standard POSIX.1b infine ha previsto pure una funzione, \funcd{lio\_listio},
3027 che permette di effettuare la richiesta di una intera lista di operazioni di
3028 lettura o scrittura; il suo prototipo è:
3029 \begin{prototype}{aio.h}
3030 {int lio\_listio(int mode, struct aiocb * const list[], int nent, struct
3033 Richiede l'esecuzione delle operazioni di I/O elencata da \param{list},
3034 secondo la modalità \param{mode}.
3036 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
3037 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
3039 \item[\errcode{EAGAIN}] nessuna operazione è stata completata entro
3041 \item[\errcode{EINVAL}] si è passato un valore di \param{mode} non valido
3042 o un numero di operazioni \param{nent} maggiore di
3043 \const{AIO\_LISTIO\_MAX}.
3044 \item[\errcode{ENOSYS}] la funzione non è implementata.
3045 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale.
3050 La funzione esegue la richiesta delle \param{nent} operazioni indicate nella
3051 lista \param{list} che deve contenere gli indirizzi di altrettanti
3052 \textit{control block} opportunamente inizializzati; in particolare dovrà
3053 essere specificato il tipo di operazione con il campo \var{aio\_lio\_opcode},
3054 che può prendere i valori:
3055 \begin{basedescript}{\desclabelwidth{2.0cm}}
3056 \item[\const{LIO\_READ}] si richiede una operazione di lettura.
3057 \item[\const{LIO\_WRITE}] si richiede una operazione di scrittura.
3058 \item[\const{LIO\_NOP}] non si effettua nessuna operazione.
3060 dove \const{LIO\_NOP} viene usato quando si ha a che fare con un vettore di
3061 dimensione fissa, per poter specificare solo alcune operazioni, o quando si
3062 sono dovute cancellare delle operazioni e si deve ripetere la richiesta per
3063 quelle non completate.
3065 L'argomento \param{mode} controlla il comportamento della funzione, se viene
3066 usato il valore \const{LIO\_WAIT} la funzione si blocca fino al completamento
3067 di tutte le operazioni richieste; se si usa \const{LIO\_NOWAIT} la funzione
3068 ritorna immediatamente dopo aver messo in coda tutte le richieste. In tal caso
3069 il chiamante può richiedere la notifica del completamento di tutte le
3070 richieste, impostando l'argomento \param{sig} in maniera analoga a come si fa
3071 per il campo \var{aio\_sigevent} di \struct{aiocb}.
3074 \section{Altre modalità di I/O avanzato}
3075 \label{sec:file_advanced_io}
3077 Oltre alle precedenti modalità di \textit{I/O multiplexing} e \textsl{I/O
3078 asincrono}, esistono altre funzioni che implementano delle modalità di
3079 accesso ai file più evolute rispetto alle normali funzioni di lettura e
3080 scrittura che abbiamo esaminato in sez.~\ref{sec:file_base_func}. In questa
3081 sezione allora prenderemo in esame le interfacce per l'\textsl{I/O mappato in
3082 memoria}, per l'\textsl{I/O vettorizzato} e altre funzioni di I/O avanzato.
3085 \subsection{File mappati in memoria}
3086 \label{sec:file_memory_map}
3088 \itindbeg{memory~mapping}
3089 Una modalità alternativa di I/O, che usa una interfaccia completamente diversa
3090 rispetto a quella classica vista in cap.~\ref{cha:file_unix_interface}, è il
3091 cosiddetto \textit{memory-mapped I/O}, che, attraverso il meccanismo della
3092 \textsl{paginazione} \index{paginazione} usato dalla memoria virtuale (vedi
3093 sez.~\ref{sec:proc_mem_gen}), permette di \textsl{mappare} il contenuto di un
3094 file in una sezione dello spazio di indirizzi del processo che lo ha allocato.
3098 \includegraphics[width=12cm]{img/mmap_layout}
3099 \caption{Disposizione della memoria di un processo quando si esegue la
3100 mappatura in memoria di un file.}
3101 \label{fig:file_mmap_layout}
3104 Il meccanismo è illustrato in fig.~\ref{fig:file_mmap_layout}, una sezione del
3105 file viene \textsl{mappata} direttamente nello spazio degli indirizzi del
3106 programma. Tutte le operazioni di lettura e scrittura su variabili contenute
3107 in questa zona di memoria verranno eseguite leggendo e scrivendo dal contenuto
3108 del file attraverso il sistema della memoria virtuale \index{memoria~virtuale}
3109 che in maniera analoga a quanto avviene per le pagine che vengono salvate e
3110 rilette nella swap, si incaricherà di sincronizzare il contenuto di quel
3111 segmento di memoria con quello del file mappato su di esso. Per questo motivo
3112 si può parlare tanto di \textsl{file mappato in memoria}, quanto di
3113 \textsl{memoria mappata su file}.
3115 L'uso del \textit{memory-mapping} comporta una notevole semplificazione delle
3116 operazioni di I/O, in quanto non sarà più necessario utilizzare dei buffer
3117 intermedi su cui appoggiare i dati da traferire, poiché questi potranno essere
3118 acceduti direttamente nella sezione di memoria mappata; inoltre questa
3119 interfaccia è più efficiente delle usuali funzioni di I/O, in quanto permette
3120 di caricare in memoria solo le parti del file che sono effettivamente usate ad
3123 Infatti, dato che l'accesso è fatto direttamente attraverso la
3124 \index{memoria~virtuale} memoria virtuale, la sezione di memoria mappata su
3125 cui si opera sarà a sua volta letta o scritta sul file una pagina alla volta e
3126 solo per le parti effettivamente usate, il tutto in maniera completamente
3127 trasparente al processo; l'accesso alle pagine non ancora caricate avverrà
3128 allo stesso modo con cui vengono caricate in memoria le pagine che sono state
3131 Infine in situazioni in cui la memoria è scarsa, le pagine che mappano un file
3132 vengono salvate automaticamente, così come le pagine dei programmi vengono
3133 scritte sulla swap; questo consente di accedere ai file su dimensioni il cui
3134 solo limite è quello dello spazio di indirizzi disponibile, e non della
3135 memoria su cui possono esserne lette delle porzioni.
3137 L'interfaccia POSIX implementata da Linux prevede varie funzioni per la
3138 gestione del \textit{memory mapped I/O}, la prima di queste, che serve ad
3139 eseguire la mappatura in memoria di un file, è \funcd{mmap}; il suo prototipo
3144 \headdecl{sys/mman.h}
3146 \funcdecl{void * mmap(void * start, size\_t length, int prot, int flags, int
3149 Esegue la mappatura in memoria della sezione specificata del file \param{fd}.
3151 \bodydesc{La funzione restituisce il puntatore alla zona di memoria mappata
3152 in caso di successo, e \const{MAP\_FAILED} (-1) in caso di errore, nel
3153 qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
3155 \item[\errcode{EBADF}] il file descriptor non è valido, e non si è usato
3156 \const{MAP\_ANONYMOUS}.
3157 \item[\errcode{EACCES}] o \param{fd} non si riferisce ad un file regolare,
3158 o si è usato \const{MAP\_PRIVATE} ma \param{fd} non è aperto in lettura,
3159 o si è usato \const{MAP\_SHARED} e impostato \const{PROT\_WRITE} ed
3160 \param{fd} non è aperto in lettura/scrittura, o si è impostato
3161 \const{PROT\_WRITE} ed \param{fd} è in \textit{append-only}.
3162 \item[\errcode{EINVAL}] i valori di \param{start}, \param{length} o
3163 \param{offset} non sono validi (o troppo grandi o non allineati sulla
3164 dimensione delle pagine).
3165 \item[\errcode{ETXTBSY}] si è impostato \const{MAP\_DENYWRITE} ma
3166 \param{fd} è aperto in scrittura.
3167 \item[\errcode{EAGAIN}] il file è bloccato, o si è bloccata troppa memoria
3168 rispetto a quanto consentito dai limiti di sistema (vedi
3169 sez.~\ref{sec:sys_resource_limit}).
3170 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria o si è superato il limite sul
3171 numero di mappature possibili.
3172 \item[\errcode{ENODEV}] il filesystem di \param{fd} non supporta il memory
3174 \item[\errcode{EPERM}] l'argomento \param{prot} ha richiesto
3175 \const{PROT\_EXEC}, ma il filesystem di \param{fd} è montato con
3176 l'opzione \texttt{noexec}.
3177 \item[\errcode{ENFILE}] si è superato il limite del sistema sul numero di
3178 file aperti (vedi sez.~\ref{sec:sys_resource_limit}).
3183 La funzione richiede di mappare in memoria la sezione del file \param{fd} a
3184 partire da \param{offset} per \param{lenght} byte, preferibilmente
3185 all'indirizzo \param{start}. Il valore di \param{offset} deve essere un
3186 multiplo della dimensione di una pagina di memoria.
3191 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
3193 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
3196 \const{PROT\_EXEC} & Le pagine possono essere eseguite.\\
3197 \const{PROT\_READ} & Le pagine possono essere lette.\\
3198 \const{PROT\_WRITE} & Le pagine possono essere scritte.\\
3199 \const{PROT\_NONE} & L'accesso alle pagine è vietato.\\
3202 \caption{Valori dell'argomento \param{prot} di \func{mmap}, relativi alla
3203 protezione applicate alle pagine del file mappate in memoria.}
3204 \label{tab:file_mmap_prot}
3207 Il valore dell'argomento \param{prot} indica la protezione\footnote{come
3208 accennato in sez.~\ref{sec:proc_memory} in Linux la memoria reale è divisa
3209 in pagine: ogni processo vede la sua memoria attraverso uno o più segmenti
3210 lineari di memoria virtuale. Per ciascuno di questi segmenti il kernel
3211 mantiene nella \itindex{page~table} \textit{page table} la mappatura sulle
3212 pagine di memoria reale, ed le modalità di accesso (lettura, esecuzione,
3213 scrittura); una loro violazione causa quella una \itindex{segment~violation}
3214 \textit{segment violation}, e la relativa emissione del segnale
3215 \const{SIGSEGV}.} da applicare al segmento di memoria e deve essere
3216 specificato come maschera binaria ottenuta dall'OR di uno o più dei valori
3217 riportati in tab.~\ref{tab:file_mmap_prot}; il valore specificato deve essere
3218 compatibile con la modalità di accesso con cui si è aperto il file.
3220 L'argomento \param{flags} specifica infine qual è il tipo di oggetto mappato,
3221 le opzioni relative alle modalità con cui è effettuata la mappatura e alle
3222 modalità con cui le modifiche alla memoria mappata vengono condivise o
3223 mantenute private al processo che le ha effettuate. Deve essere specificato
3224 come maschera binaria ottenuta dall'OR di uno o più dei valori riportati in
3225 tab.~\ref{tab:file_mmap_flag}.
3230 \begin{tabular}[c]{|l|p{11cm}|}
3232 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
3235 \const{MAP\_FIXED} & Non permette di restituire un indirizzo diverso
3236 da \param{start}, se questo non può essere usato
3237 \func{mmap} fallisce. Se si imposta questo flag il
3238 valore di \param{start} deve essere allineato
3239 alle dimensioni di una pagina.\\
3240 \const{MAP\_SHARED} & I cambiamenti sulla memoria mappata vengono
3241 riportati sul file e saranno immediatamente
3242 visibili agli altri processi che mappano lo stesso
3243 file.\footnotemark Il file su disco però non sarà
3244 aggiornato fino alla chiamata di \func{msync} o
3245 \func{munmap}), e solo allora le modifiche saranno
3246 visibili per l'I/O convenzionale. Incompatibile
3247 con \const{MAP\_PRIVATE}.\\
3248 \const{MAP\_PRIVATE} & I cambiamenti sulla memoria mappata non vengono
3249 riportati sul file. Ne viene fatta una copia
3250 privata cui solo il processo chiamante ha
3251 accesso. Le modifiche sono mantenute attraverso
3252 il meccanismo del \textit{copy on
3253 write} \itindex{copy~on~write} e
3254 salvate su swap in caso di necessità. Non è
3255 specificato se i cambiamenti sul file originale
3256 vengano riportati sulla regione
3257 mappata. Incompatibile con \const{MAP\_SHARED}.\\
3258 \const{MAP\_DENYWRITE} & In Linux viene ignorato per evitare
3259 \textit{DoS} \itindex{Denial~of~Service~(DoS)}
3260 (veniva usato per segnalare che tentativi di
3261 scrittura sul file dovevano fallire con
3262 \errcode{ETXTBSY}).\\
3263 \const{MAP\_EXECUTABLE}& Ignorato.\\
3264 \const{MAP\_NORESERVE} & Si usa con \const{MAP\_PRIVATE}. Non riserva
3265 delle pagine di swap ad uso del meccanismo del
3266 \textit{copy on write} \itindex{copy~on~write}
3268 modifiche fatte alla regione mappata, in
3269 questo caso dopo una scrittura, se non c'è più
3270 memoria disponibile, si ha l'emissione di
3271 un \const{SIGSEGV}.\\
3272 \const{MAP\_LOCKED} & Se impostato impedisce lo swapping delle pagine
3274 \const{MAP\_GROWSDOWN} & Usato per gli \itindex{stack} \textit{stack}.
3275 Indica che la mappatura deve essere effettuata
3276 con gli indirizzi crescenti verso il basso.\\
3277 \const{MAP\_ANONYMOUS} & La mappatura non è associata a nessun file. Gli
3278 argomenti \param{fd} e \param{offset} sono
3279 ignorati.\footnotemark\\
3280 \const{MAP\_ANON} & Sinonimo di \const{MAP\_ANONYMOUS}, deprecato.\\
3281 \const{MAP\_FILE} & Valore di compatibilità, ignorato.\\
3282 \const{MAP\_32BIT} & Esegue la mappatura sui primi 2Gb dello spazio
3283 degli indirizzi, viene supportato solo sulle
3284 piattaforme \texttt{x86-64} per compatibilità con
3285 le applicazioni a 32 bit. Viene ignorato se si è
3286 richiesto \const{MAP\_FIXED}.\\
3287 \const{MAP\_POPULATE} & Esegue il \itindex{prefaulting}
3288 \textit{prefaulting} delle pagine di memoria
3289 necessarie alla mappatura.\\
3290 \const{MAP\_NONBLOCK} & Esegue un \textit{prefaulting} più limitato che
3291 non causa I/O.\footnotemark\\
3292 % \const{MAP\_DONTEXPAND}& Non consente una successiva espansione dell'area
3293 % mappata con \func{mremap}, proposto ma pare non
3297 \caption{Valori possibili dell'argomento \param{flag} di \func{mmap}.}
3298 \label{tab:file_mmap_flag}
3301 \footnotetext[68]{dato che tutti faranno riferimento alle stesse pagine di
3304 \footnotetext[69]{l'uso di questo flag con \const{MAP\_SHARED} è stato
3305 implementato in Linux a partire dai kernel della serie 2.4.x; esso consente
3306 di creare segmenti di memoria condivisa e torneremo sul suo utilizzo in
3307 sez.~\ref{sec:ipc_mmap_anonymous}.}
3309 \footnotetext{questo flag ed il precedente \const{MAP\_POPULATE} sono stati
3310 introdotti nel kernel 2.5.46 insieme alla mappatura non lineare di cui
3311 parleremo più avanti.}
3313 Gli effetti dell'accesso ad una zona di memoria mappata su file possono essere
3314 piuttosto complessi, essi si possono comprendere solo tenendo presente che
3315 tutto quanto è comunque basato sul meccanismo della \index{memoria~virtuale}
3316 memoria virtuale. Questo comporta allora una serie di conseguenze. La più
3317 ovvia è che se si cerca di scrivere su una zona mappata in sola lettura si
3318 avrà l'emissione di un segnale di violazione di accesso (\const{SIGSEGV}),
3319 dato che i permessi sul segmento di memoria relativo non consentono questo
3322 È invece assai diversa la questione relativa agli accessi al di fuori della
3323 regione di cui si è richiesta la mappatura. A prima vista infatti si potrebbe
3324 ritenere che anch'essi debbano generare un segnale di violazione di accesso;
3325 questo però non tiene conto del fatto che, essendo basata sul meccanismo della
3326 \index{paginazione} paginazione, la mappatura in memoria non può che essere
3327 eseguita su un segmento di dimensioni rigorosamente multiple di quelle di una
3328 pagina, ed in generale queste potranno non corrispondere alle dimensioni
3329 effettive del file o della sezione che si vuole mappare.
3331 \begin{figure}[!htb]
3333 \includegraphics[height=6cm]{img/mmap_boundary}
3334 \caption{Schema della mappatura in memoria di una sezione di file di
3335 dimensioni non corrispondenti al bordo di una pagina.}
3336 \label{fig:file_mmap_boundary}
3339 Il caso più comune è quello illustrato in fig.~\ref{fig:file_mmap_boundary},
3340 in cui la sezione di file non rientra nei confini di una pagina: in tal caso
3341 verrà il file sarà mappato su un segmento di memoria che si estende fino al
3342 bordo della pagina successiva.
3344 In questo caso è possibile accedere a quella zona di memoria che eccede le
3345 dimensioni specificate da \param{lenght}, senza ottenere un \const{SIGSEGV}
3346 poiché essa è presente nello spazio di indirizzi del processo, anche se non è
3347 mappata sul file. Il comportamento del sistema è quello di restituire un
3348 valore nullo per quanto viene letto, e di non riportare su file quanto viene
3351 Un caso più complesso è quello che si viene a creare quando le dimensioni del
3352 file mappato sono più corte delle dimensioni della mappatura, oppure quando il
3353 file è stato troncato, dopo che è stato mappato, ad una dimensione inferiore a
3354 quella della mappatura in memoria.
3356 In questa situazione, per la sezione di pagina parzialmente coperta dal
3357 contenuto del file, vale esattamente quanto visto in precedenza; invece per la
3358 parte che eccede, fino alle dimensioni date da \param{length}, l'accesso non
3359 sarà più possibile, ma il segnale emesso non sarà \const{SIGSEGV}, ma
3360 \const{SIGBUS}, come illustrato in fig.~\ref{fig:file_mmap_exceed}.
3362 Non tutti i file possono venire mappati in memoria, dato che, come illustrato
3363 in fig.~\ref{fig:file_mmap_layout}, la mappatura introduce una corrispondenza
3364 biunivoca fra una sezione di un file ed una sezione di memoria. Questo
3365 comporta che ad esempio non è possibile mappare in memoria file descriptor
3366 relativi a pipe, socket e fifo, per i quali non ha senso parlare di
3367 \textsl{sezione}. Lo stesso vale anche per alcuni file di dispositivo, che non
3368 dispongono della relativa operazione \func{mmap} (si ricordi quanto esposto in
3369 sez.~\ref{sec:file_vfs_work}). Si tenga presente però che esistono anche casi
3370 di dispositivi (un esempio è l'interfaccia al ponte PCI-VME del chip Universe)
3371 che sono utilizzabili solo con questa interfaccia.
3375 \includegraphics[height=6cm]{img/mmap_exceed}
3376 \caption{Schema della mappatura in memoria di file di dimensioni inferiori
3377 alla lunghezza richiesta.}
3378 \label{fig:file_mmap_exceed}
3381 Dato che passando attraverso una \func{fork} lo spazio di indirizzi viene
3382 copiato integralmente, i file mappati in memoria verranno ereditati in maniera
3383 trasparente dal processo figlio, mantenendo gli stessi attributi avuti nel
3384 padre; così se si è usato \const{MAP\_SHARED} padre e figlio accederanno allo
3385 stesso file in maniera condivisa, mentre se si è usato \const{MAP\_PRIVATE}
3386 ciascuno di essi manterrà una sua versione privata indipendente. Non c'è
3387 invece nessun passaggio attraverso una \func{exec}, dato che quest'ultima
3388 sostituisce tutto lo spazio degli indirizzi di un processo con quello di un
3391 Quando si effettua la mappatura di un file vengono pure modificati i tempi ad
3392 esso associati (di cui si è trattato in sez.~\ref{sec:file_file_times}). Il
3393 valore di \var{st\_atime} può venir cambiato in qualunque istante a partire
3394 dal momento in cui la mappatura è stata effettuata: il primo riferimento ad
3395 una pagina mappata su un file aggiorna questo tempo. I valori di
3396 \var{st\_ctime} e \var{st\_mtime} possono venir cambiati solo quando si è
3397 consentita la scrittura sul file (cioè per un file mappato con
3398 \const{PROT\_WRITE} e \const{MAP\_SHARED}) e sono aggiornati dopo la scrittura
3399 o in corrispondenza di una eventuale \func{msync}.
3401 Dato per i file mappati in memoria le operazioni di I/O sono gestite
3402 direttamente dalla \index{memoria~virtuale}memoria virtuale, occorre essere
3403 consapevoli delle interazioni che possono esserci con operazioni effettuate
3404 con l'interfaccia standard dei file di cap.~\ref{cha:file_unix_interface}. Il
3405 problema è che una volta che si è mappato un file, le operazioni di lettura e
3406 scrittura saranno eseguite sulla memoria, e riportate su disco in maniera
3407 autonoma dal sistema della memoria virtuale.
3409 Pertanto se si modifica un file con l'interfaccia standard queste modifiche
3410 potranno essere visibili o meno a seconda del momento in cui la memoria
3411 virtuale trasporterà dal disco in memoria quella sezione del file, perciò è
3412 del tutto imprevedibile il risultato della modifica di un file nei confronti
3413 del contenuto della memoria su cui è mappato.
3415 Per questo, è sempre sconsigliabile eseguire scritture su file attraverso
3416 l'interfaccia standard quando lo si è mappato in memoria, è invece possibile
3417 usare l'interfaccia standard per leggere un file mappato in memoria, purché si
3418 abbia una certa cura; infatti l'interfaccia dell'I/O mappato in memoria mette
3419 a disposizione la funzione \funcd{msync} per sincronizzare il contenuto della
3420 memoria mappata con il file su disco; il suo prototipo è:
3423 \headdecl{sys/mman.h}
3425 \funcdecl{int msync(const void *start, size\_t length, int flags)}
3427 Sincronizza i contenuti di una sezione di un file mappato in memoria.
3429 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
3430 errore nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
3432 \item[\errcode{EINVAL}] o \param{start} non è multiplo di
3433 \const{PAGE\_SIZE}, o si è specificato un valore non valido per
3435 \item[\errcode{EFAULT}] l'intervallo specificato non ricade in una zona
3436 precedentemente mappata.
3441 La funzione esegue la sincronizzazione di quanto scritto nella sezione di
3442 memoria indicata da \param{start} e \param{offset}, scrivendo le modifiche sul
3443 file (qualora questo non sia già stato fatto). Provvede anche ad aggiornare i
3444 relativi tempi di modifica. In questo modo si è sicuri che dopo l'esecuzione
3445 di \func{msync} le funzioni dell'interfaccia standard troveranno un contenuto
3446 del file aggiornato.
3452 \begin{tabular}[c]{|l|p{11cm}|}
3454 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
3457 \const{MS\_SYNC} & richiede una sincronizzazione e ritorna soltanto
3458 quando questa è stata completata.\\
3459 \const{MS\_ASYNC} & richiede una sincronizzazione, ma ritorna subito
3460 non attendendo che questa sia finita.\\
3461 \const{MS\_INVALIDATE} & invalida le pagine per tutte le mappature
3462 in memoria così da rendere necessaria una
3463 rilettura immediata delle stesse.\\
3466 \caption{Valori possibili dell'argomento \param{flag} di \func{msync}.}
3467 \label{tab:file_mmap_msync}
3470 L'argomento \param{flag} è specificato come maschera binaria composta da un OR
3471 dei valori riportati in tab.~\ref{tab:file_mmap_msync}, di questi però
3472 \const{MS\_ASYNC} e \const{MS\_SYNC} sono incompatibili; con il primo valore
3473 infatti la funzione si limita ad inoltrare la richiesta di sincronizzazione al
3474 meccanismo della memoria virtuale, ritornando subito, mentre con il secondo
3475 attende che la sincronizzazione sia stata effettivamente eseguita. Il terzo
3476 flag fa sì che vengano invalidate, per tutte le mappature dello stesso file,
3477 le pagine di cui si è richiesta la sincronizzazione, così che esse possano
3478 essere immediatamente aggiornate con i nuovi valori.
3480 Una volta che si sono completate le operazioni di I/O si può eliminare la
3481 mappatura della memoria usando la funzione \funcd{munmap}, il suo prototipo è:
3484 \headdecl{sys/mman.h}
3486 \funcdecl{int munmap(void *start, size\_t length)}
3488 Rilascia la mappatura sulla sezione di memoria specificata.
3490 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
3491 errore nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
3493 \item[\errcode{EINVAL}] l'intervallo specificato non ricade in una zona
3494 precedentemente mappata.
3499 La funzione cancella la mappatura per l'intervallo specificato con
3500 \param{start} e \param{length}; ogni successivo accesso a tale regione causerà
3501 un errore di accesso in memoria. L'argomento \param{start} deve essere
3502 allineato alle dimensioni di una pagina, e la mappatura di tutte le pagine
3503 contenute anche parzialmente nell'intervallo indicato, verrà rimossa.
3504 Indicare un intervallo che non contiene mappature non è un errore. Si tenga
3505 presente inoltre che alla conclusione di un processo ogni pagina mappata verrà
3506 automaticamente rilasciata, mentre la chiusura del file descriptor usato per
3507 il \textit{memory mapping} non ha alcun effetto su di esso.
3509 Lo standard POSIX prevede anche una funzione che permetta di cambiare le
3510 protezioni delle pagine di memoria; lo standard prevede che essa si applichi
3511 solo ai \textit{memory mapping} creati con \func{mmap}, ma nel caso di Linux
3512 la funzione può essere usata con qualunque pagina valida nella memoria
3513 virtuale. Questa funzione è \funcd{mprotect} ed il suo prototipo è:
3515 % \headdecl{unistd.h}
3516 \headdecl{sys/mman.h}
3518 \funcdecl{int mprotect(const void *addr, size\_t len, int prot)}
3520 Modifica le protezioni delle pagine di memoria comprese nell'intervallo
3523 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo, e -1 in caso di
3524 errore nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
3526 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{addr} non è valido o non è un
3527 multiplo di \const{PAGE\_SIZE}.
3528 \item[\errcode{EACCESS}] l'operazione non è consentita, ad esempio si è
3529 cercato di marcare con \const{PROT\_WRITE} un segmento di memoria cui si
3530 ha solo accesso in lettura.
3531 % \item[\errcode{ENOMEM}] non è stato possibile allocare le risorse
3532 % necessarie all'interno del kernel.
3533 % \item[\errcode{EFAULT}] si è specificato un indirizzo di memoria non
3536 ed inoltre \errval{ENOMEM} ed \errval{EFAULT}.
3541 La funzione prende come argomenti un indirizzo di partenza in \param{addr},
3542 allineato alle dimensioni delle pagine di memoria, ed una dimensione
3543 \param{size}. La nuova protezione deve essere specificata in \param{prot} con
3544 una combinazione dei valori di tab.~\ref{tab:file_mmap_prot}. La nuova
3545 protezione verrà applicata a tutte le pagine contenute, anche parzialmente,
3546 dall'intervallo fra \param{addr} e \param{addr}+\param{size}-1.
3548 Infine Linux supporta alcune operazioni specifiche non disponibili su altri
3549 kernel unix-like. La prima di queste è la possibilità di modificare un
3550 precedente \textit{memory mapping}, ad esempio per espanderlo o restringerlo.
3551 Questo è realizzato dalla funzione \funcd{mremap}, il cui prototipo è:
3554 \headdecl{sys/mman.h}
3556 \funcdecl{void * mremap(void *old\_address, size\_t old\_size , size\_t
3557 new\_size, unsigned long flags)}
3559 Restringe o allarga una mappatura in memoria di un file.
3561 \bodydesc{La funzione restituisce l'indirizzo alla nuova area di memoria in
3562 caso di successo od il valore \const{MAP\_FAILED} (pari a \texttt{(void *)
3563 -1}) in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei
3566 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{old\_address} non è un
3568 \item[\errcode{EFAULT}] ci sono indirizzi non validi nell'intervallo
3569 specificato da \param{old\_address} e \param{old\_size}, o ci sono altre
3570 mappature di tipo non corrispondente a quella richiesta.
3571 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente oppure l'area di
3572 memoria non può essere espansa all'indirizzo virtuale corrente, e non si
3573 è specificato \const{MREMAP\_MAYMOVE} nei flag.
3574 \item[\errcode{EAGAIN}] il segmento di memoria scelto è bloccato e non può
3580 La funzione richiede come argomenti \param{old\_address} (che deve essere
3581 allineato alle dimensioni di una pagina di memoria) che specifica il
3582 precedente indirizzo del \textit{memory mapping} e \param{old\_size}, che ne
3583 indica la dimensione. Con \param{new\_size} si specifica invece la nuova
3584 dimensione che si vuole ottenere. Infine l'argomento \param{flags} è una
3585 maschera binaria per i flag che controllano il comportamento della funzione.
3586 Il solo valore utilizzato è \const{MREMAP\_MAYMOVE}\footnote{per poter
3587 utilizzare questa costante occorre aver definito \macro{\_GNU\_SOURCE} prima
3588 di includere \file{sys/mman.h}.} che consente di eseguire l'espansione
3589 anche quando non è possibile utilizzare il precedente indirizzo. Per questo
3590 motivo, se si è usato questo flag, la funzione può restituire un indirizzo
3591 della nuova zona di memoria che non è detto coincida con \param{old\_address}.
3593 La funzione si appoggia al sistema della \index{memoria~virtuale} memoria
3594 virtuale per modificare l'associazione fra gli indirizzi virtuali del processo
3595 e le pagine di memoria, modificando i dati direttamente nella
3596 \itindex{page~table} \textit{page table} del processo. Come per
3597 \func{mprotect} la funzione può essere usata in generale, anche per pagine di
3598 memoria non corrispondenti ad un \textit{memory mapping}, e consente così di
3599 implementare la funzione \func{realloc} in maniera molto efficiente.
3601 Una caratteristica comune a tutti i sistemi unix-like è che la mappatura in
3602 memoria di un file viene eseguita in maniera lineare, cioè parti successive di
3603 un file vengono mappate linearmente su indirizzi successivi in memoria.
3604 Esistono però delle applicazioni\footnote{in particolare la tecnica è usata
3605 dai database o dai programmi che realizzano macchine virtuali.} in cui è
3606 utile poter mappare sezioni diverse di un file su diverse zone di memoria.
3608 Questo è ovviamente sempre possibile eseguendo ripetutamente la funzione
3609 \func{mmap} per ciascuna delle diverse aree del file che si vogliono mappare
3610 in sequenza non lineare,\footnote{ed in effetti è quello che veniva fatto
3611 anche con Linux prima che fossero introdotte queste estensioni.} ma questo
3612 approccio ha delle conseguenze molto pesanti in termini di prestazioni.
3613 Infatti per ciascuna mappatura in memoria deve essere definita nella
3614 \itindex{page~table} \textit{page table} del processo una nuova area di
3615 memoria virtuale\footnote{quella che nel gergo del kernel viene chiamata VMA
3616 (\textit{virtual memory area}).} che corrisponda alla mappatura, in modo che
3617 questa diventi visibile nello spazio degli indirizzi come illustrato in
3618 fig.~\ref{fig:file_mmap_layout}.
3620 Quando un processo esegue un gran numero di mappature diverse\footnote{si può
3621 arrivare anche a centinaia di migliaia.} per realizzare a mano una mappatura
3622 non-lineare si avrà un accrescimento eccessivo della sua \itindex{page~table}
3623 \textit{page table}, e lo stesso accadrà per tutti gli altri processi che
3624 utilizzano questa tecnica. In situazioni in cui le applicazioni hanno queste
3625 esigenze si avranno delle prestazioni ridotte, dato che il kernel dovrà
3626 impiegare molte risorse\footnote{sia in termini di memoria interna per i dati
3627 delle \itindex{page~table} \textit{page table}, che di CPU per il loro
3628 aggiornamento.} solo per mantenere i dati di una gran quantità di
3629 \textit{memory mapping}.
3631 Per questo motivo con il kernel 2.5.46 è stato introdotto, ad opera di Ingo
3632 Molnar, un meccanismo che consente la mappatura non-lineare. Anche questa è
3633 una caratteristica specifica di Linux, non presente in altri sistemi
3634 unix-like. Diventa così possibile utilizzare una sola mappatura
3635 iniziale\footnote{e quindi una sola \textit{virtual memory area} nella
3636 \itindex{page~table} \textit{page table} del processo.} e poi rimappare a
3637 piacere all'interno di questa i dati del file. Ciò è possibile grazie ad una
3638 nuova system call, \funcd{remap\_file\_pages}, il cui prototipo è:
3640 \headdecl{sys/mman.h}
3642 \funcdecl{int remap\_file\_pages(void *start, size\_t size, int prot,
3643 ssize\_t pgoff, int flags)}
3645 Permette di rimappare non linearmente un precedente \textit{memory mapping}.
3647 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e $-1$ in caso di
3648 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
3650 \item[\errcode{EINVAL}] si è usato un valore non valido per uno degli
3651 argomenti o \param{start} non fa riferimento ad un \textit{memory
3652 mapping} valido creato con \const{MAP\_SHARED}.
3657 Per poter utilizzare questa funzione occorre anzitutto effettuare
3658 preliminarmente una chiamata a \func{mmap} con \const{MAP\_SHARED} per
3659 definire l'area di memoria che poi sarà rimappata non linearmente. Poi di
3660 chiamerà questa funzione per modificare le corrispondenze fra pagine di
3661 memoria e pagine del file; si tenga presente che \func{remap\_file\_pages}
3662 permette anche di mappare la stessa pagina di un file in più pagine della
3665 La funzione richiede che si identifichi la sezione del file che si vuole
3666 riposizionare all'interno del \textit{memory mapping} con gli argomenti
3667 \param{pgoff} e \param{size}; l'argomento \param{start} invece deve indicare
3668 un indirizzo all'interno dell'area definita dall'\func{mmap} iniziale, a
3669 partire dal quale la sezione di file indicata verrà rimappata. L'argomento
3670 \param{prot} deve essere sempre nullo, mentre \param{flags} prende gli stessi
3671 valori di \func{mmap} (quelli di tab.~\ref{tab:file_mmap_prot}) ma di tutti i
3672 flag solo \const{MAP\_NONBLOCK} non viene ignorato.
3674 Insieme alla funzione \func{remap\_file\_pages} nel kernel 2.5.46 con sono
3675 stati introdotti anche due nuovi flag per \func{mmap}: \const{MAP\_POPULATE} e
3676 \const{MAP\_NONBLOCK}. Il primo dei due consente di abilitare il meccanismo
3677 del \itindex{prefaulting} \textit{prefaulting}. Questo viene di nuovo in aiuto
3678 per migliorare le prestazioni in certe condizioni di utilizzo del
3679 \textit{memory mapping}.
3681 Il problema si pone tutte le volte che si vuole mappare in memoria un file di
3682 grosse dimensioni. Il comportamento normale del sistema della
3683 \index{memoria~virtuale} memoria virtuale è quello per cui la regione mappata
3684 viene aggiunta alla \itindex{page~table} \textit{page table} del processo, ma
3685 i dati verranno effettivamente utilizzati (si avrà cioè un
3686 \itindex{page~fault} \textit{page fault} che li trasferisce dal disco alla
3687 memoria) soltanto in corrispondenza dell'accesso a ciascuna delle pagine
3688 interessate dal \textit{memory mapping}.
3690 Questo vuol dire che il passaggio dei dati dal disco alla memoria avverrà una
3691 pagina alla volta con un gran numero di \itindex{page~fault} \textit{page
3692 fault}, chiaramente se si sa in anticipo che il file verrà utilizzato
3693 immediatamente, è molto più efficiente eseguire un \itindex{prefaulting}
3694 \textit{prefaulting} in cui tutte le pagine di memoria interessate alla
3695 mappatura vengono ``\textsl{popolate}'' in una sola volta, questo
3696 comportamento viene abilitato quando si usa con \func{mmap} il flag
3697 \const{MAP\_POPULATE}.
3699 Dato che l'uso di \const{MAP\_POPULATE} comporta dell'I/O su disco che può
3700 rallentare l'esecuzione di \func{mmap} è stato introdotto anche un secondo
3701 flag, \const{MAP\_NONBLOCK}, che esegue un \itindex{prefaulting}
3702 \textit{prefaulting} più limitato in cui vengono popolate solo le pagine della
3703 mappatura che già si trovano nella cache del kernel.\footnote{questo può
3704 essere utile per il linker dinamico, in particolare quando viene effettuato
3705 il \textit{prelink} delle applicazioni.}
3707 Per i vantaggi illustrati all'inizio del paragrafo l'interfaccia del
3708 \textit{memory mapped I/O} viene usata da una grande varietà di programmi,
3709 spesso con esigenze molto diverse fra di loro riguardo le modalità con cui
3710 verranno eseguiti gli accessi ad un file; è ad esempio molto comune per i
3711 database effettuare accessi ai dati in maniera pressoché casuale, mentre un
3712 riproduttore audio o video eseguirà per lo più letture sequenziali.
3714 Per migliorare le prestazioni a seconda di queste modalità di accesso è
3715 disponibile una apposita funzione, \funcd{madvise},\footnote{tratteremo in
3716 sez.~\ref{sec:file_fadvise} le funzioni che consentono di ottimizzare
3717 l'accesso ai file con l'interfaccia classica.} che consente di fornire al
3718 kernel delle indicazioni su dette modalità, così che possano essere adottate
3719 le opportune strategie di ottimizzazione. Il suo prototipo è:
3721 \headdecl{sys/mman.h}
3723 \funcdecl{int madvise(void *start, size\_t length, int advice)}
3725 Fornisce indicazioni sull'uso previsto di un \textit{memory mapping}.
3727 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e $-1$ in caso di
3728 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
3730 \item[\errcode{EBADF}] la mappatura esiste ma non corrisponde ad un file.
3731 \item[\errcode{EINVAL}] \param{start} non è allineato alla dimensione di
3732 una pagina, \param{length} ha un valore negativo, o \param{advice} non è
3733 un valore valido, o si è richiesto il rilascio (con
3734 \const{MADV\_DONTNEED}) di pagine bloccate o condivise.
3735 \item[\errcode{EIO}] la paginazione richiesta eccederebbe i limiti (vedi
3736 sez.~\ref{sec:sys_resource_limit}) sulle pagine residenti in memoria del
3737 processo (solo in caso di \const{MADV\_WILLNEED}).
3738 \item[\errcode{ENOMEM}] gli indirizzi specificati non sono mappati, o, in
3739 caso \const{MADV\_WILLNEED}, non c'è sufficiente memoria per soddisfare
3742 ed inoltre \errval{EAGAIN} e \errval{ENOSYS}.
3746 La sezione di memoria sulla quale si intendono fornire le indicazioni deve
3747 essere indicata con l'indirizzo iniziale \param{start} e l'estensione
3748 \param{lenght}, il valore di \param{start} deve essere allineato,
3749 mentre \param{length} deve essere un numero positivo.\footnote{la versione di
3750 Linux consente anche un valore nullo per \param{lenght}, inoltre se una
3751 parte dell'intervallo non è mappato in memoria l'indicazione viene comunque
3752 applicata alle restanti parti, anche se la funzione ritorna un errore di
3753 \errval{ENOMEM}.} L'indicazione viene espressa dall'argomento \param{advice}
3754 che deve essere specificato con uno dei valori\footnote{si tenga presente che
3755 gli ultimi tre valori sono specifici di Linux (introdotti a partire dal
3756 kernel 2.6.16) e non previsti dallo standard POSIX.1b.} riportati in
3757 tab.~\ref{tab:madvise_advice_values}.
3762 \begin{tabular}[c]{|l|p{10 cm}|}
3764 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
3767 \const{MADV\_NORMAL} & nessuna indicazione specifica, questo è il valore
3768 di default usato quando non si è chiamato
3770 \const{MADV\_RANDOM} & ci si aspetta un accesso casuale all'area
3771 indicata, pertanto l'applicazione di una lettura
3772 anticipata con il meccanismo del
3773 \itindex{read-ahead} \textit{read-ahead} (vedi
3774 sez.~\ref{sec:file_fadvise}) è di
3775 scarsa utilità e verrà disabilitata.\\
3776 \const{MADV\_SEQUENTIAL}& ci si aspetta un accesso sequenziale al file,
3777 quindi da una parte sarà opportuno eseguire una
3778 lettura anticipata, e dall'altra si potranno
3779 scartare immediatamente le pagine una volta che
3780 queste siano state lette.\\
3781 \const{MADV\_WILLNEED}& ci si aspetta un accesso nell'immediato futuro,
3782 pertanto l'applicazione del \textit{read-ahead}
3783 deve essere incentivata.\\
3784 \const{MADV\_DONTNEED}& non ci si aspetta nessun accesso nell'immediato
3785 futuro, pertanto le pagine possono essere
3786 liberate dal kernel non appena necessario; l'area
3787 di memoria resterà accessibile, ma un accesso
3788 richiederà che i dati vengano ricaricati dal file
3789 a cui la mappatura fa riferimento.\\
3791 \const{MADV\_REMOVE} & libera un intervallo di pagine di memoria ed il
3792 relativo supporto sottostante; è supportato
3793 soltanto sui filesystem in RAM \textit{tmpfs} e
3794 \textit{shmfs}.\footnotemark\\
3795 \const{MADV\_DONTFORK}& impedisce che l'intervallo specificato venga
3796 ereditato dal processo figlio dopo una
3797 \func{fork}; questo consente di evitare che il
3798 meccanismo del \itindex{copy~on~write}
3799 \textit{copy on write} effettui la rilocazione
3800 delle pagine quando il padre scrive sull'area
3801 di memoria dopo la \func{fork}, cosa che può
3802 causare problemi per l'hardware che esegue
3803 operazioni in DMA su quelle pagine.\\
3804 \const{MADV\_DOFORK} & rimuove l'effetto della precedente
3805 \const{MADV\_DONTFORK}.\\
3806 \const{MADV\_MERGEABLE}& marca la pagina come accorpabile (indicazione
3807 principalmente ad uso dei sistemi di
3808 virtualizzazione).\footnotemark\\
3811 \caption{Valori dell'argomento \param{advice} di \func{madvise}.}
3812 \label{tab:madvise_advice_values}
3815 \footnotetext{se usato su altri tipi di filesystem causa un errore di
3818 \footnotetext{a partire dal kernel 2.6.32 è stato introdotto un meccanismo che
3819 identifica pagine di memoria identiche e le accorpa in una unica pagina
3820 (soggetta al \textit{copy-on-write} per successive modifiche); per evitare
3821 di controllare tutte le pagine solo quelle marcate con questo flag vengono
3822 prese in considerazione per l'accorpamento; in questo modo si possono
3823 migliorare le prestazioni nella gestione delle macchine virtuali diminuendo
3824 la loro occupazione di memoria, ma il meccanismo può essere usato anche in
3825 altre applicazioni in cui sian presenti numerosi processi che usano gli
3826 stessi dati; per maggiori dettagli si veda
3827 \href{http://kernelnewbies.org/Linux_2_6_32\#head-d3f32e41df508090810388a57efce73f52660ccb}{\texttt{http://kernelnewbies.org/Linux\_2\_6\_32}}.}
3829 La funzione non ha, tranne il caso di \const{MADV\_DONTFORK}, nessun effetto
3830 sul comportamento di un programma, ma può influenzarne le prestazioni fornendo
3831 al kernel indicazioni sulle esigenze dello stesso, così che sia possibile
3832 scegliere le opportune strategie per la gestione del \itindex{read-ahead}
3833 \textit{read-ahead} e del caching dei dati. A differenza da quanto specificato
3834 nello standard POSIX.1b, per il quale l'uso di \func{madvise} è a scopo
3835 puramente indicativo, Linux considera queste richieste come imperative, per
3836 cui ritorna un errore qualora non possa soddisfarle.\footnote{questo
3837 comportamento differisce da quanto specificato nello standard.}
3839 \itindend{memory~mapping}
3842 \subsection{I/O vettorizzato: \func{readv} e \func{writev}}
3843 \label{sec:file_multiple_io}
3845 Un caso abbastanza comune è quello in cui ci si trova a dover eseguire una
3846 serie multipla di operazioni di I/O, come una serie di letture o scritture di
3847 vari buffer. Un esempio tipico è quando i dati sono strutturati nei campi di
3848 una struttura ed essi devono essere caricati o salvati su un file. Benché
3849 l'operazione sia facilmente eseguibile attraverso una serie multipla di
3850 chiamate a \func{read} e \func{write}, ci sono casi in cui si vuole poter
3851 contare sulla atomicità delle operazioni.
3853 Per questo motivo fino da BSD 4.2 vennero introdotte delle nuove system call
3854 che permettessero di effettuare con una sola chiamata una serie di letture o
3855 scritture su una serie di buffer, con quello che viene normalmente chiamato
3856 \textsl{I/O vettorizzato}. Queste funzioni sono \funcd{readv} e
3857 \funcd{writev},\footnote{in Linux le due funzioni sono riprese da BSD4.4, esse
3858 sono previste anche dallo standard POSIX.1-2001.} ed i relativi prototipi
3861 \headdecl{sys/uio.h}
3863 \funcdecl{int readv(int fd, const struct iovec *vector, int count)}
3864 \funcdecl{int writev(int fd, const struct iovec *vector, int count)}
3866 Eseguono rispettivamente una lettura o una scrittura vettorizzata.
3868 \bodydesc{Le funzioni restituiscono il numero di byte letti o scritti in
3869 caso di successo, e -1 in caso di errore, nel qual caso \var{errno}
3870 assumerà uno dei valori:
3872 \item[\errcode{EINVAL}] si è specificato un valore non valido per uno degli
3873 argomenti (ad esempio \param{count} è maggiore di \const{IOV\_MAX}).
3874 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale prima di
3875 di avere eseguito una qualunque lettura o scrittura.
3876 \item[\errcode{EAGAIN}] \param{fd} è stato aperto in modalità non bloccante e
3877 non ci sono dati in lettura.
3878 \item[\errcode{EOPNOTSUPP}] la coda delle richieste è momentaneamente piena.
3880 ed anche \errval{EISDIR}, \errval{EBADF}, \errval{ENOMEM}, \errval{EFAULT}
3881 (se non sono stati allocati correttamente i buffer specificati nei campi
3882 \var{iov\_base}), più gli eventuali errori delle funzioni di lettura e
3883 scrittura eseguite su \param{fd}.}
3886 Entrambe le funzioni usano una struttura \struct{iovec}, la cui definizione è
3887 riportata in fig.~\ref{fig:file_iovec}, che definisce dove i dati devono
3888 essere letti o scritti ed in che quantità. Il primo campo della struttura,
3889 \var{iov\_base}, contiene l'indirizzo del buffer ed il secondo,
3890 \var{iov\_len}, la dimensione dello stesso.
3892 \begin{figure}[!htb]
3893 \footnotesize \centering
3894 \begin{minipage}[c]{15cm}
3895 \includestruct{listati/iovec.h}
3898 \caption{La struttura \structd{iovec}, usata dalle operazioni di I/O
3900 \label{fig:file_iovec}
3903 La lista dei buffer da utilizzare viene indicata attraverso l'argomento
3904 \param{vector} che è un vettore di strutture \struct{iovec}, la cui lunghezza
3905 è specificata dall'argomento \param{count}.\footnote{fino alle libc5, Linux
3906 usava \type{size\_t} come tipo dell'argomento \param{count}, una scelta
3907 logica, che però è stata dismessa per restare aderenti allo standard
3908 POSIX.1-2001.} Ciascuna struttura dovrà essere inizializzata opportunamente
3909 per indicare i vari buffer da e verso i quali verrà eseguito il trasferimento
3910 dei dati. Essi verranno letti (o scritti) nell'ordine in cui li si sono
3911 specificati nel vettore \param{vector}.
3913 La standardizzazione delle due funzioni all'interno della revisione
3914 POSIX.1-2001 prevede anche che sia possibile avere un limite al numero di
3915 elementi del vettore \param{vector}. Qualora questo sussista, esso deve essere
3916 indicato dal valore dalla costante \const{IOV\_MAX}, definita come le altre
3917 costanti analoghe (vedi sez.~\ref{sec:sys_limits}) in \file{limits.h}; lo
3918 stesso valore deve essere ottenibile in esecuzione tramite la funzione
3919 \func{sysconf} richiedendo l'argomento \const{\_SC\_IOV\_MAX} (vedi
3920 sez.~\ref{sec:sys_sysconf}).
3922 Nel caso di Linux il limite di sistema è di 1024, però se si usano le
3923 \acr{glibc} queste forniscono un \textit{wrapper} per le system call che si
3924 accorge se una operazione supererà il precedente limite, in tal caso i dati
3925 verranno letti o scritti con le usuali \func{read} e \func{write} usando un
3926 buffer di dimensioni sufficienti appositamente allocato e sufficiente a
3927 contenere tutti i dati indicati da \param{vector}. L'operazione avrà successo
3928 ma si perderà l'atomicità del trasferimento da e verso la destinazione finale.
3930 Si tenga presente infine che queste funzioni operano sui file con
3931 l'interfaccia dei file descriptor, e non è consigliabile mescolarle con
3932 l'interfaccia classica dei \textit{file stream} di
3933 cap.~\ref{cha:files_std_interface}; a causa delle bufferizzazioni interne di
3934 quest'ultima infatti si potrebbero avere risultati indefiniti e non
3935 corrispondenti a quanto aspettato.
3937 Come per le normali operazioni di lettura e scrittura, anche per l'\textsl{I/O
3938 vettorizzato} si pone il problema di poter effettuare le operazioni in
3939 maniera atomica a partire da un certa posizione sul file. Per questo motivo a
3940 partire dal kernel 2.6.30 sono state introdotte anche per l'\textsl{I/O
3941 vettorizzato} le analoghe delle funzioni \func{pread} e \func{pwrite} (vedi
3942 sez.~\ref{sec:file_read} e \ref{sec:file_write}); le due funzioni sono
3943 \funcd{preadv} e \func{pwritev} ed i rispettivi prototipi sono:\footnote{le
3944 due funzioni sono analoghe alle omonime presenti in BSD; le \textit{system
3945 call} usate da Linux (introdotte a partire dalla versione 2.6.30)
3946 utilizzano degli argomenti diversi per problemi collegati al formato a 64
3947 bit dell'argomento \param{offset}, che varia a seconda delle architetture,
3948 ma queste differenze vengono gestite dalle funzioni di librerie di libreria
3949 che mantengono l'interfaccia delle analoghe tratte da BSD.}
3951 \headdecl{sys/uio.h}
3953 \funcdecl{int preadv(int fd, const struct iovec *vector, int count, off\_t
3955 \funcdecl{int pwritev(int fd, const struct iovec *vector, int count, off\_t
3958 Eseguono una lettura o una scrittura vettorizzata a partire da una data
3961 \bodydesc{Le funzioni hanno gli stessi valori di ritorno delle
3962 corrispondenti \func{readv} e \func{writev}; anche gli eventuali errori
3963 sono gli stessi già visti in precedenza, ma ad essi si possono aggiungere
3964 per \var{errno} anche i valori:
3966 \item[\errcode{EOVERFLOW}] \param{offset} ha un valore che non può essere
3967 usato come \ctyp{off\_t}.
3968 \item[\errcode{ESPIPE}] \param{fd} è associato ad un socket o una pipe.
3973 Le due funzioni eseguono rispettivamente una lettura o una scrittura
3974 vettorizzata a partire dalla posizione \param{offset} sul file indicato
3975 da \param{fd}, la posizione corrente sul file, come vista da eventuali altri
3976 processi che vi facciano riferimento, non viene alterata. A parte la presenza
3977 dell'ulteriore argomento il comportamento delle funzioni è identico alle
3978 precedenti \func{readv} e \func{writev}.
3980 Con l'uso di queste funzioni si possono evitare eventuali
3981 \itindex{race~condition} \textit{race condition} quando si deve eseguire la
3982 una operazione di lettura e scrittura vettorizzata a partire da una certa
3983 posizione su un file, mentre al contempo si possono avere in concorrenza
3984 processi che utilizzano lo stesso file descriptor (si ricordi quanto visto in
3985 sez.~\ref{sec:file_adv_func}) con delle chiamate a \func{lseek}.
3989 \subsection{L'I/O diretto fra file descriptor: \func{sendfile} e
3991 \label{sec:file_sendfile_splice}
3993 Uno dei problemi che si presentano nella gestione dell'I/O è quello in cui si
3994 devono trasferire grandi quantità di dati da un file descriptor ed un altro;
3995 questo usualmente comporta la lettura dei dati dal primo file descriptor in un
3996 buffer in memoria, da cui essi vengono poi scritti sul secondo.
3998 Benché il kernel ottimizzi la gestione di questo processo quando si ha a che
3999 fare con file normali, in generale quando i dati da trasferire sono molti si
4000 pone il problema di effettuare trasferimenti di grandi quantità di dati da
4001 kernel space a user space e all'indietro, quando in realtà potrebbe essere più
4002 efficiente mantenere tutto in kernel space. Tratteremo in questa sezione
4003 alcune funzioni specialistiche che permettono di ottimizzare le prestazioni in
4004 questo tipo di situazioni.
4006 La prima funzione che è stata ideata per ottimizzare il trasferimento dei dati
4007 fra due file descriptor è \func{sendfile};\footnote{la funzione è stata
4008 introdotta con i kernel della serie 2.2, e disponibile dalle \acr{glibc}
4009 2.1.} la funzione è presente in diverse versioni di Unix,\footnote{la si
4010 ritrova ad esempio in FreeBSD, HPUX ed altri Unix.} ma non è presente né in
4011 POSIX.1-2001 né in altri standard,\footnote{pertanto si eviti di utilizzarla
4012 se si devono scrivere programmi portabili.} per cui per essa vengono
4013 utilizzati prototipi e semantiche differenti; nel caso di Linux il prototipo
4014 di \funcd{sendfile} è:
4016 \headdecl{sys/sendfile.h}
4018 \funcdecl{ssize\_t sendfile(int out\_fd, int in\_fd, off\_t *offset, size\_t
4021 Copia dei dati da un file descriptor ad un altro.
4023 \bodydesc{La funzione restituisce il numero di byte trasferiti in caso di
4024 successo e $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno
4027 \item[\errcode{EAGAIN}] si è impostata la modalità non bloccante su
4028 \param{out\_fd} e la scrittura si bloccherebbe.
4029 \item[\errcode{EINVAL}] i file descriptor non sono validi, o sono bloccati
4030 (vedi sez.~\ref{sec:file_locking}), o \func{mmap} non è disponibile per
4032 \item[\errcode{EIO}] si è avuto un errore di lettura da \param{in\_fd}.
4033 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente per la lettura da
4036 ed inoltre \errcode{EBADF} e \errcode{EFAULT}.
4040 La funzione copia direttamente \param{count} byte dal file descriptor
4041 \param{in\_fd} al file descriptor \param{out\_fd}; in caso di successo
4042 funzione ritorna il numero di byte effettivamente copiati da \param{in\_fd} a
4043 \param{out\_fd} o $-1$ in caso di errore; come le ordinarie \func{read} e
4044 \func{write} questo valore può essere inferiore a quanto richiesto con
4047 Se il puntatore \param{offset} è nullo la funzione legge i dati a partire
4048 dalla posizione corrente su \param{in\_fd}, altrimenti verrà usata la
4049 posizione indicata dal valore puntato da \param{offset}; in questo caso detto
4050 valore sarà aggiornato, come \textit{value result argument}, per indicare la
4051 posizione del byte successivo all'ultimo che è stato letto, mentre la
4052 posizione corrente sul file non sarà modificata. Se invece \param{offset} è
4053 nullo la posizione corrente sul file sarà aggiornata tenendo conto dei byte
4054 letti da \param{in\_fd}.
4056 Fino ai kernel della serie 2.4 la funzione è utilizzabile su un qualunque file
4057 descriptor, e permette di sostituire la invocazione successiva di una
4058 \func{read} e una \func{write} (e l'allocazione del relativo buffer) con una
4059 sola chiamata a \funcd{sendfile}. In questo modo si può diminuire il numero di
4060 chiamate al sistema e risparmiare in trasferimenti di dati da kernel space a
4061 user space e viceversa. La massima utilità della funzione si ha comunque per
4062 il trasferimento di dati da un file su disco ad un socket di
4063 rete,\footnote{questo è il caso classico del lavoro eseguito da un server web,
4064 ed infatti Apache ha una opzione per il supporto esplicito di questa
4065 funzione.} dato che in questo caso diventa possibile effettuare il
4066 trasferimento diretto via DMA dal controller del disco alla scheda di rete,
4067 senza neanche allocare un buffer nel kernel,\footnote{il meccanismo è detto
4068 \textit{zerocopy} in quanto i dati non vengono mai copiati dal kernel, che
4069 si limita a programmare solo le operazioni di lettura e scrittura via DMA.}
4070 ottenendo la massima efficienza possibile senza pesare neanche sul processore.
4072 In seguito però ci si è accorti che, fatta eccezione per il trasferimento
4073 diretto da file a socket, non sempre \func{sendfile} comportava miglioramenti
4074 significativi delle prestazioni rispetto all'uso in sequenza di \func{read} e
4075 \func{write},\footnote{nel caso generico infatti il kernel deve comunque
4076 allocare un buffer ed effettuare la copia dei dati, e in tal caso spesso il
4077 guadagno ottenibile nel ridurre il numero di chiamate al sistema non
4078 compensa le ottimizzazioni che possono essere fatte da una applicazione in
4079 user space che ha una conoscenza diretta su come questi sono strutturati.} e
4080 che anzi in certi casi si potevano avere anche dei peggioramenti. Questo ha
4081 portato, per i kernel della serie 2.6,\footnote{per alcune motivazioni di
4082 questa scelta si può fare riferimento a quanto illustrato da Linus Torvalds
4083 in \href{http://www.cs.helsinki.fi/linux/linux-kernel/2001-03/0200.html}
4084 {\textsf{http://www.cs.helsinki.fi/linux/linux-kernel/2001-03/0200.html}}.}
4085 alla decisione di consentire l'uso della funzione soltanto quando il file da
4086 cui si legge supporta le operazioni di \textit{memory mapping} (vale a dire
4087 non è un socket) e quello su cui si scrive è un socket; in tutti gli altri
4088 casi l'uso di \func{sendfile} darà luogo ad un errore di \errcode{EINVAL}.
4090 Nonostante ci possano essere casi in cui \func{sendfile} non migliora le
4091 prestazioni, resta il dubbio se la scelta di disabilitarla sempre per il
4092 trasferimento fra file di dati sia davvero corretta. Se ci sono peggioramenti
4093 di prestazioni infatti si può sempre fare ricorso al metodo ordinario, ma
4094 lasciare a disposizione la funzione consentirebbe se non altro di semplificare
4095 la gestione della copia dei dati fra file, evitando di dover gestire
4096 l'allocazione di un buffer temporaneo per il loro trasferimento.
4098 Questo dubbio si può comunque ritenere superato con l'introduzione, avvenuta a
4099 partire dal kernel 2.6.17, della nuova \textit{system call} \func{splice}. Lo
4100 scopo di questa funzione è quello di fornire un meccanismo generico per il
4101 trasferimento di dati da o verso un file utilizzando un buffer gestito
4102 internamente dal kernel. Descritta in questi termini \func{splice} sembra
4103 semplicemente un ``\textsl{dimezzamento}'' di \func{sendfile}.\footnote{nel
4104 senso che un trasferimento di dati fra due file con \func{sendfile} non
4105 sarebbe altro che la lettura degli stessi su un buffer seguita dalla
4106 relativa scrittura, cosa che in questo caso si dovrebbe eseguire con due
4107 chiamate a \func{splice}.} In realtà le due system call sono profondamente
4108 diverse nel loro meccanismo di funzionamento;\footnote{questo fino al kernel
4109 2.6.23, dove \func{sendfile} è stata reimplementata in termini di
4110 \func{splice}, pur mantenendo disponibile la stessa interfaccia verso l'user
4111 space.} \func{sendfile} infatti, come accennato, non necessita di avere a
4112 disposizione un buffer interno, perché esegue un trasferimento diretto di
4113 dati; questo la rende in generale più efficiente, ma anche limitata nelle sue
4114 applicazioni, dato che questo tipo di trasferimento è possibile solo in casi
4115 specifici.\footnote{e nel caso di Linux questi sono anche solo quelli in cui
4116 essa può essere effettivamente utilizzata.}
4118 Il concetto che sta dietro a \func{splice} invece è diverso,\footnote{in
4119 realtà la proposta originale di Larry Mc Voy non differisce poi tanto negli
4120 scopi da \func{sendfile}, quello che rende \func{splice} davvero diversa è
4121 stata la reinterpretazione che ne è stata fatta nell'implementazione su
4122 Linux realizzata da Jens Anxboe, concetti che sono esposti sinteticamente
4123 dallo stesso Linus Torvalds in \href{http://kerneltrap.org/node/6505}
4124 {\textsf{http://kerneltrap.org/node/6505}}.} si tratta semplicemente di una
4125 funzione che consente di fare in maniera del tutto generica delle operazioni
4126 di trasferimento di dati fra un file e un buffer gestito interamente in kernel
4127 space. In questo caso il cuore della funzione (e delle affini \func{vmsplice}
4128 e \func{tee}, che tratteremo più avanti) è appunto l'uso di un buffer in
4129 kernel space, e questo è anche quello che ne ha semplificato l'adozione,
4130 perché l'infrastruttura per la gestione di un tale buffer è presente fin dagli
4131 albori di Unix per la realizzazione delle \textit{pipe} (vedi
4132 sez.~\ref{sec:ipc_unix}). Dal punto di vista concettuale allora \func{splice}
4133 non è altro che una diversa interfaccia (rispetto alle \textit{pipe}) con cui
4134 utilizzare in user space l'oggetto ``\textsl{buffer in kernel space}''.
4136 Così se per una \textit{pipe} o una \textit{fifo} il buffer viene utilizzato
4137 come area di memoria (vedi fig.~\ref{fig:ipc_pipe_singular}) dove appoggiare i
4138 dati che vengono trasferiti da un capo all'altro della stessa per creare un
4139 meccanismo di comunicazione fra processi, nel caso di \func{splice} il buffer
4140 viene usato o come fonte dei dati che saranno scritti su un file, o come
4141 destinazione dei dati che vengono letti da un file. La funzione \funcd{splice}
4142 fornisce quindi una interfaccia generica che consente di trasferire dati da un
4143 buffer ad un file o viceversa; il suo prototipo, accessibile solo dopo aver
4144 definito la macro \macro{\_GNU\_SOURCE},\footnote{si ricordi che questa
4145 funzione non è contemplata da nessuno standard, è presente solo su Linux, e
4146 pertanto deve essere evitata se si vogliono scrivere programmi portabili.}
4151 \funcdecl{long splice(int fd\_in, off\_t *off\_in, int fd\_out, off\_t
4152 *off\_out, size\_t len, unsigned int flags)}
4154 Trasferisce dati da un file verso una pipe o viceversa.
4156 \bodydesc{La funzione restituisce il numero di byte trasferiti in caso di
4157 successo e $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno
4160 \item[\errcode{EBADF}] uno o entrambi fra \param{fd\_in} e \param{fd\_out}
4161 non sono file descriptor validi o, rispettivamente, non sono stati
4162 aperti in lettura o scrittura.
4163 \item[\errcode{EINVAL}] il filesystem su cui si opera non supporta
4164 \func{splice}, oppure nessuno dei file descriptor è una pipe, oppure si
4165 è dato un valore a \param{off\_in} o \param{off\_out} ma il
4166 corrispondente file è un dispositivo che non supporta la funzione
4168 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente per l'operazione
4170 \item[\errcode{ESPIPE}] o \param{off\_in} o \param{off\_out} non sono
4171 \const{NULL} ma il corrispondente file descriptor è una \textit{pipe}.
4176 La funzione esegue un trasferimento di \param{len} byte dal file descriptor
4177 \param{fd\_in} al file descriptor \param{fd\_out}, uno dei quali deve essere
4178 una \textit{pipe}; l'altro file descriptor può essere
4179 qualunque.\footnote{questo significa che può essere, oltre che un file di
4180 dati, anche un altra \textit{pipe}, o un socket.} Come accennato una
4181 \textit{pipe} non è altro che un buffer in kernel space, per cui a seconda che
4182 essa sia usata per \param{fd\_in} o \param{fd\_out} si avrà rispettivamente la
4183 copia dei dati dal buffer al file o viceversa.
4185 In caso di successo la funzione ritorna il numero di byte trasferiti, che può
4186 essere, come per le normali funzioni di lettura e scrittura su file, inferiore
4187 a quelli richiesti; un valore negativo indicherà un errore mentre un valore
4188 nullo indicherà che non ci sono dati da trasferire (ad esempio si è giunti
4189 alla fine del file in lettura). Si tenga presente che, a seconda del verso del
4190 trasferimento dei dati, la funzione si comporta nei confronti del file
4191 descriptor che fa riferimento al file ordinario, come \func{read} o
4192 \func{write}, e pertanto potrà anche bloccarsi (a meno che non si sia aperto
4193 il suddetto file in modalità non bloccante).
4195 I due argomenti \param{off\_in} e \param{off\_out} consentono di specificare,
4196 come per l'analogo \param{offset} di \func{sendfile}, la posizione all'interno
4197 del file da cui partire per il trasferimento dei dati. Come per
4198 \func{sendfile} un valore nullo indica di usare la posizione corrente sul
4199 file, ed essa sarà aggiornata automaticamente secondo il numero di byte
4200 trasferiti. Un valore non nullo invece deve essere un puntatore ad una
4201 variabile intera che indica la posizione da usare; questa verrà aggiornata, al
4202 ritorno della funzione, al byte successivo all'ultimo byte trasferito.
4203 Ovviamente soltanto uno di questi due argomenti, e più precisamente quello che
4204 fa riferimento al file descriptor non associato alla \textit{pipe}, può essere
4205 specificato come valore non nullo.
4207 Infine l'argomento \param{flags} consente di controllare alcune
4208 caratteristiche del funzionamento della funzione; il contenuto è una maschera
4209 binaria e deve essere specificato come OR aritmetico dei valori riportati in
4210 tab.~\ref{tab:splice_flag}. Alcuni di questi valori vengono utilizzati anche
4211 dalle funzioni \func{vmsplice} e \func{tee} per cui la tabella riporta le
4212 descrizioni complete di tutti i valori possibili anche quando, come per
4213 \const{SPLICE\_F\_GIFT}, questi non hanno effetto su \func{splice}.
4218 \begin{tabular}[c]{|l|p{10cm}|}
4220 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
4223 \const{SPLICE\_F\_MOVE} & Suggerisce al kernel di spostare le pagine
4224 di memoria contenenti i dati invece di
4225 copiarle;\footnotemark viene usato soltanto
4227 \const{SPLICE\_F\_NONBLOCK}& Richiede di operare in modalità non
4228 bloccante; questo flag influisce solo sulle
4229 operazioni che riguardano l'I/O da e verso la
4230 \textit{pipe}. Nel caso di \func{splice}
4231 questo significa che la funzione potrà
4232 comunque bloccarsi nell'accesso agli altri
4233 file descriptor (a meno che anch'essi non
4234 siano stati aperti in modalità non
4236 \const{SPLICE\_F\_MORE} & Indica al kernel che ci sarà l'invio di
4237 ulteriori dati in una \func{splice}
4238 successiva, questo è un suggerimento utile
4239 che viene usato quando \param{fd\_out} è un
4240 socket.\footnotemark Attualmente viene usato
4241 solo da \func{splice}, potrà essere
4242 implementato in futuro anche per
4243 \func{vmsplice} e \func{tee}.\\
4244 \const{SPLICE\_F\_GIFT} & Le pagine di memoria utente sono
4245 ``\textsl{donate}'' al kernel;\footnotemark
4246 se impostato una seguente \func{splice} che
4247 usa \const{SPLICE\_F\_MOVE} potrà spostare le
4248 pagine con successo, altrimenti esse dovranno
4249 essere copiate; per usare questa opzione i
4250 dati dovranno essere opportunamente allineati
4251 in posizione ed in dimensione alle pagine di
4252 memoria. Viene usato soltanto da
4256 \caption{Le costanti che identificano i bit della maschera binaria
4257 dell'argomento \param{flags} di \func{splice}, \func{vmsplice} e
4259 \label{tab:splice_flag}
4262 \footnotetext[120]{per una maggiore efficienza \func{splice} usa quando
4263 possibile i meccanismi della memoria virtuale per eseguire i trasferimenti
4264 di dati (in maniera analoga a \func{mmap}), qualora le pagine non possano
4265 essere spostate dalla pipe o il buffer non corrisponda a pagine intere esse
4266 saranno comunque copiate.}
4268 \footnotetext[121]{questa opzione consente di utilizzare delle opzioni di
4269 gestione dei socket che permettono di ottimizzare le trasmissioni via rete,
4270 si veda la descrizione di \const{TCP\_CORK} in
4271 sez.~\ref{sec:sock_tcp_udp_options} e quella di \const{MSG\_MORE} in
4272 sez.~\ref{sec:net_sendmsg}.}
4274 \footnotetext{questo significa che la cache delle pagine e i dati su disco
4275 potranno differire, e che l'applicazione non potrà modificare quest'area di
4278 Per capire meglio il funzionamento di \func{splice} vediamo un esempio con un
4279 semplice programma che usa questa funzione per effettuare la copia di un file
4280 su un altro senza utilizzare buffer in user space. Il programma si chiama
4281 \texttt{splicecp.c} ed il codice completo è disponibile coi sorgenti allegati
4282 alla guida, il corpo principale del programma, che non contiene la sezione di
4283 gestione delle opzioni e le funzioni di ausilio è riportato in
4284 fig.~\ref{fig:splice_example}.
4286 Lo scopo del programma è quello di eseguire la copia dei con \func{splice},
4287 questo significa che si dovrà usare la funzione due volte, prima per leggere i
4288 dati e poi per scriverli, appoggiandosi ad un buffer in kernel space (vale a
4289 dire ad una \textit{pipe}); lo schema del flusso dei dati è illustrato in
4290 fig.~\ref{fig:splicecp_data_flux}.
4294 \includegraphics[height=6cm]{img/splice_copy}
4295 \caption{Struttura del flusso di dati usato dal programma \texttt{splicecp}.}
4296 \label{fig:splicecp_data_flux}
4299 Una volta trattate le opzioni il programma verifica che restino
4300 (\texttt{\small 13--16}) i due argomenti che indicano il file sorgente ed il
4301 file destinazione. Il passo successivo è aprire il file sorgente
4302 (\texttt{\small 18--22}), quello di destinazione (\texttt{\small 23--27}) ed
4303 infine (\texttt{\small 28--31}) la \textit{pipe} che verrà usata come buffer.
4305 \begin{figure}[!phtb]
4306 \footnotesize \centering
4307 \begin{minipage}[c]{15cm}
4308 \includecodesample{listati/splicecp.c}
4311 \caption{Esempio di codice che usa \func{splice} per effettuare la copia di
4313 \label{fig:splice_example}
4316 Il ciclo principale (\texttt{\small 33--58}) inizia con la lettura dal file
4317 sorgente tramite la prima \func{splice} (\texttt{\small 34--35}), in questo
4318 caso si è usato come primo argomento il file descriptor del file sorgente e
4319 come terzo quello del capo in scrittura della \textit{pipe} (il funzionamento
4320 delle \textit{pipe} e l'uso della coppia di file descriptor ad esse associati
4321 è trattato in dettaglio in sez.~\ref{sec:ipc_unix}; non ne parleremo qui dato
4322 che nell'ottica dell'uso di \func{splice} questa operazione corrisponde
4323 semplicemente al trasferimento dei dati dal file al buffer).
4325 La lettura viene eseguita in blocchi pari alla dimensione specificata
4326 dall'opzione \texttt{-s} (il default è 4096); essendo in questo caso
4327 \func{splice} equivalente ad una \func{read} sul file, se ne controlla il
4328 valore di uscita in \var{nread} che indica quanti byte sono stati letti, se
4329 detto valore è nullo (\texttt{\small 36}) questo significa che si è giunti
4330 alla fine del file sorgente e pertanto l'operazione di copia è conclusa e si
4331 può uscire dal ciclo arrivando alla conclusione del programma (\texttt{\small
4332 59}). In caso di valore negativo (\texttt{\small 37--44}) c'è stato un
4333 errore ed allora si ripete la lettura (\texttt{\small 36}) se questo è dovuto
4334 ad una interruzione, o altrimenti si esce con un messaggio di errore
4335 (\texttt{\small 41--43}).
4337 Una volta completata con successo la lettura si avvia il ciclo di scrittura
4338 (\texttt{\small 45--57}); questo inizia (\texttt{\small 46--47}) con la
4339 seconda \func{splice} che cerca di scrivere gli \var{nread} byte letti, si
4340 noti come in questo caso il primo argomento faccia di nuovo riferimento alla
4341 \textit{pipe} (in questo caso si usa il capo in lettura, per i dettagli si
4342 veda al solito sez.~\ref{sec:ipc_unix}) mentre il terzo sia il file descriptor
4343 del file di destinazione.
4345 Di nuovo si controlla il numero di byte effettivamente scritti restituito in
4346 \var{nwrite} e in caso di errore al solito si ripete la scrittura se questo è
4347 dovuto a una interruzione o si esce con un messaggio negli altri casi
4348 (\texttt{\small 48--55}). Infine si chiude il ciclo di scrittura sottraendo
4349 (\texttt{\small 57}) il numero di byte scritti a quelli di cui è richiesta la
4350 scrittura,\footnote{in questa parte del ciclo \var{nread}, il cui valore
4351 iniziale è dato dai byte letti dalla precedente chiamata a \func{splice},
4352 viene ad assumere il significato di byte da scrivere.} così che il ciclo di
4353 scrittura venga ripetuto fintanto che il valore risultante sia maggiore di
4354 zero, indice che la chiamata a \func{splice} non ha esaurito tutti i dati
4355 presenti sul buffer.
4357 Si noti come il programma sia concettualmente identico a quello che si sarebbe
4358 scritto usando \func{read} al posto della prima \func{splice} e \func{write}
4359 al posto della seconda, utilizzando un buffer in user space per eseguire la
4360 copia dei dati, solo che in questo caso non è stato necessario allocare nessun
4361 buffer e non si è trasferito nessun dato in user space.
4363 Si noti anche come si sia usata la combinazione \texttt{SPLICE\_F\_MOVE |
4364 SPLICE\_F\_MORE } per l'argomento \param{flags} di \func{splice}, infatti
4365 anche se un valore nullo avrebbe dato gli stessi risultati, l'uso di questi
4366 flag, che si ricordi servono solo a dare suggerimenti al kernel, permette in
4367 genere di migliorare le prestazioni.
4369 Come accennato con l'introduzione di \func{splice} sono state realizzate anche
4370 altre due \textit{system call}, \func{vmsplice} e \func{tee}, che utilizzano
4371 la stessa infrastruttura e si basano sullo stesso concetto di manipolazione e
4372 trasferimento di dati attraverso un buffer in kernel space; benché queste non
4373 attengono strettamente ad operazioni di trasferimento dati fra file
4374 descriptor, le tratteremo qui, essendo strettamente correlate fra loro.
4376 La prima funzione, \funcd{vmsplice}, è la più simile a \func{splice} e come
4377 indica il suo nome consente di trasferire i dati dalla memoria virtuale di un
4378 processo (ad esempio per un file mappato in memoria) verso una \textit{pipe};
4382 \headdecl{sys/uio.h}
4384 \funcdecl{long vmsplice(int fd, const struct iovec *iov, unsigned long
4385 nr\_segs, unsigned int flags)}
4387 Trasferisce dati dalla memoria di un processo verso una \textit{pipe}.
4389 \bodydesc{La funzione restituisce il numero di byte trasferiti in caso di
4390 successo e $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno
4393 \item[\errcode{EBADF}] o \param{fd} non è un file descriptor valido o non
4394 fa riferimento ad una \textit{pipe}.
4395 \item[\errcode{EINVAL}] si è usato un valore nullo per \param{nr\_segs}
4396 oppure si è usato \const{SPLICE\_F\_GIFT} ma la memoria non è allineata.
4397 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente per l'operazione
4403 La \textit{pipe} indicata da \param{fd} dovrà essere specificata tramite il
4404 file descriptor corrispondente al suo capo aperto in scrittura (di nuovo si
4405 faccia riferimento a sez.~\ref{sec:ipc_unix}), mentre per indicare quali
4406 segmenti della memoria del processo devono essere trasferiti verso di essa si
4407 dovrà utilizzare un vettore di strutture \struct{iovec} (vedi
4408 fig.~\ref{fig:file_iovec}), esattamente con gli stessi criteri con cui le si
4409 usano per l'I/O vettorizzato, indicando gli indirizzi e le dimensioni di
4410 ciascun segmento di memoria su cui si vuole operare; le dimensioni del
4411 suddetto vettore devono essere passate nell'argomento \param{nr\_segs} che
4412 indica il numero di segmenti di memoria da trasferire. Sia per il vettore che
4413 per il valore massimo di \param{nr\_segs} valgono le stesse limitazioni
4414 illustrate in sez.~\ref{sec:file_multiple_io}.
4416 In caso di successo la funzione ritorna il numero di byte trasferiti sulla
4417 \textit{pipe}. In generale, se i dati una volta creati non devono essere
4418 riutilizzati (se cioè l'applicazione che chiama \func{vmsplice} non
4419 modificherà più la memoria trasferita), è opportuno utilizzare
4420 per \param{flag} il valore \const{SPLICE\_F\_GIFT}; questo fa sì che il kernel
4421 possa rimuovere le relative pagine dalla cache della memoria virtuale, così
4422 che queste possono essere utilizzate immediatamente senza necessità di
4423 eseguire una copia dei dati che contengono.
4425 La seconda funzione aggiunta insieme a \func{splice} è \func{tee}, che deve il
4426 suo nome all'omonimo comando in user space, perché in analogia con questo
4427 permette di duplicare i dati in ingresso su una \textit{pipe} su un'altra
4428 \textit{pipe}. In sostanza, sempre nell'ottica della manipolazione dei dati su
4429 dei buffer in kernel space, la funzione consente di eseguire una copia del
4430 contenuto del buffer stesso. Il prototipo di \funcd{tee} è il seguente:
4434 \funcdecl{long tee(int fd\_in, int fd\_out, size\_t len, unsigned int
4437 Duplica \param{len} byte da una \textit{pipe} ad un'altra.
4439 \bodydesc{La funzione restituisce il numero di byte copiati in caso di
4440 successo e $-1$ in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno
4443 \item[\errcode{EINVAL}] o uno fra \param{fd\_in} e \param{fd\_out} non fa
4444 riferimento ad una \textit{pipe} o entrambi fanno riferimento alla
4445 stessa \textit{pipe}.
4446 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente per l'operazione
4452 La funzione copia \param{len} byte del contenuto di una \textit{pipe} su di
4453 un'altra; \param{fd\_in} deve essere il capo in lettura della \textit{pipe}
4454 sorgente e \param{fd\_out} il capo in scrittura della \textit{pipe}
4455 destinazione; a differenza di quanto avviene con \func{read} i dati letti con
4456 \func{tee} da \func{fd\_in} non vengono \textsl{consumati} e restano
4457 disponibili sulla \textit{pipe} per una successiva lettura (di nuovo per il
4458 comportamento delle \textit{pipe} si veda sez.~\ref{sec:ipc_unix}). Al
4459 momento\footnote{quello della stesura di questo paragrafo, avvenuta il Gennaio
4460 2010, in futuro potrebbe essere implementato anche \const{SPLICE\_F\_MORE}.}
4461 il solo valore utilizzabile per \param{flag}, fra quelli elencati in
4462 tab.~\ref{tab:splice_flag}, è \const{SPLICE\_F\_NONBLOCK} che rende la
4463 funzione non bloccante.
4465 La funzione restituisce il numero di byte copiati da una \textit{pipe}
4466 all'altra (o $-1$ in caso di errore), un valore nullo indica che non ci sono
4467 byte disponibili da copiare e che il capo in scrittura della pipe è stato
4468 chiuso.\footnote{si tenga presente però che questo non avviene se si è
4469 impostato il flag \const{SPLICE\_F\_NONBLOCK}, in tal caso infatti si
4470 avrebbe un errore di \errcode{EAGAIN}.} Un esempio di realizzazione del
4471 comando \texttt{tee} usando questa funzione, ripreso da quello fornito nella
4472 pagina di manuale e dall'esempio allegato al patch originale, è riportato in
4473 fig.~\ref{fig:tee_example}. Il programma consente di copiare il contenuto
4474 dello standard input sullo standard output e su un file specificato come
4475 argomento, il codice completo si trova nel file \texttt{tee.c} dei sorgenti
4476 allegati alla guida.
4478 \begin{figure}[!htbp]
4479 \footnotesize \centering
4480 \begin{minipage}[c]{15cm}
4481 \includecodesample{listati/tee.c}
4484 \caption{Esempio di codice che usa \func{tee} per copiare i dati dello
4485 standard input sullo standard output e su un file.}
4486 \label{fig:tee_example}
4489 La prima parte del programma (\texttt{\small 10--35}) si cura semplicemente di
4490 controllare (\texttt{\small 11--14}) che sia stato fornito almeno un argomento
4491 (il nome del file su cui scrivere), di aprirlo ({\small 15--19}) e che sia lo
4492 standard input (\texttt{\small 20--27}) che lo standard output (\texttt{\small
4493 28--35}) corrispondano ad una \textit{pipe}.
4495 Il ciclo principale (\texttt{\small 37--58}) inizia con la chiamata a
4496 \func{tee} che duplica il contenuto dello standard input sullo standard output
4497 (\texttt{\small 39}), questa parte è del tutto analoga ad una lettura ed
4498 infatti come nell'esempio di fig.~\ref{fig:splice_example} si controlla il
4499 valore di ritorno della funzione in \var{len}; se questo è nullo significa che
4500 non ci sono più dati da leggere e si chiude il ciclo (\texttt{\small 40}), se
4501 è negativo c'è stato un errore, ed allora si ripete la chiamata se questo è
4502 dovuto ad una interruzione (\texttt{\small 42--44}) o si stampa un messaggio
4503 di errore e si esce negli altri casi (\texttt{\small 44--47}).
4505 Una volta completata la copia dei dati sullo standard output si possono
4506 estrarre dalla standard input e scrivere sul file, di nuovo su usa un ciclo di
4507 scrittura (\texttt{\small 50--58}) in cui si ripete una chiamata a
4508 \func{splice} (\texttt{\small 51}) fintanto che non si sono scritti tutti i
4509 \var{len} byte copiati in precedenza con \func{tee} (il funzionamento è
4510 identico all'analogo ciclo di scrittura del precedente esempio di
4511 fig.~\ref{fig:splice_example}).
4513 Infine una nota finale riguardo \func{splice}, \func{vmsplice} e \func{tee}:
4514 occorre sottolineare che benché finora si sia parlato di trasferimenti o copie
4515 di dati in realtà nella implementazione di queste system call non è affatto
4516 detto che i dati vengono effettivamente spostati o copiati, il kernel infatti
4517 realizza le \textit{pipe} come un insieme di puntatori\footnote{per essere
4518 precisi si tratta di un semplice buffer circolare, un buon articolo sul tema
4519 si trova su \href{http://lwn.net/Articles/118750/}
4520 {\textsf{http://lwn.net/Articles/118750/}}.} alle pagine di memoria interna
4521 che contengono i dati, per questo una volta che i dati sono presenti nella
4522 memoria del kernel tutto quello che viene fatto è creare i suddetti puntatori
4523 ed aumentare il numero di referenze; questo significa che anche con \func{tee}
4524 non viene mai copiato nessun byte, vengono semplicemente copiati i puntatori.
4526 % TODO?? dal 2.6.25 splice ha ottenuto il supporto per la ricezione su rete
4529 \subsection{Gestione avanzata dell'accesso ai dati dei file}
4530 \label{sec:file_fadvise}
4532 Nell'uso generico dell'interfaccia per l'accesso al contenuto dei file le
4533 operazioni di lettura e scrittura non necessitano di nessun intervento di
4534 supervisione da parte dei programmi, si eseguirà una \func{read} o una
4535 \func{write}, i dati verranno passati al kernel che provvederà ad effettuare
4536 tutte le operazioni (e a gestire il \textit{caching} dei dati) per portarle a
4537 termine in quello che ritiene essere il modo più efficiente.
4539 Il problema è che il concetto di migliore efficienza impiegato dal kernel è
4540 relativo all'uso generico, mentre esistono molti casi in cui ci sono esigenze
4541 specifiche dei singoli programmi, che avendo una conoscenza diretta di come
4542 verranno usati i file, possono necessitare di effettuare delle ottimizzazioni
4543 specifiche, relative alle proprie modalità di I/O sugli stessi. Tratteremo in
4544 questa sezione una serie funzioni che consentono ai programmi di ottimizzare
4545 il loro accesso ai dati dei file e controllare la gestione del relativo
4548 \itindbeg{read-ahead}
4550 Una prima funzione che può essere utilizzata per modificare la gestione
4551 ordinaria dell'I/O su un file è \funcd{readahead},\footnote{questa è una
4552 funzione specifica di Linux, introdotta con il kernel 2.4.13, e non deve
4553 essere usata se si vogliono scrivere programmi portabili.} che consente di
4554 richiedere una lettura anticipata del contenuto dello stesso in cache, così
4555 che le seguenti operazioni di lettura non debbano subire il ritardo dovuto
4556 all'accesso al disco; il suo prototipo è:
4560 \funcdecl{ssize\_t readahead(int fd, off64\_t *offset, size\_t count)}
4562 Esegue una lettura preventiva del contenuto di un file in cache.
4564 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e $-1$ in caso di
4565 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
4567 \item[\errcode{EBADF}] l'argomento \param{fd} non è un file descriptor
4568 valido o non è aperto in lettura.
4569 \item[\errcode{EINVAL}] l'argomento \param{fd} si riferisce ad un tipo di
4570 file che non supporta l'operazione (come una pipe o un socket).
4575 La funzione richiede che venga letto in anticipo il contenuto del file
4576 \param{fd} a partire dalla posizione \param{offset} e per un ammontare di
4577 \param{count} byte, in modo da portarlo in cache. La funzione usa la
4578 \index{memoria~virtuale} memoria virtuale ed il meccanismo della
4579 \index{paginazione} paginazione per cui la lettura viene eseguita in blocchi
4580 corrispondenti alle dimensioni delle pagine di memoria, ed i valori di
4581 \param{offset} e \param{count} vengono arrotondati di conseguenza.
4583 La funzione estende quello che è un comportamento normale del kernel che
4584 quando si legge un file, aspettandosi che l'accesso prosegua, esegue sempre
4585 una lettura preventiva di una certa quantità di dati; questo meccanismo di
4586 lettura anticipata viene chiamato \textit{read-ahead}, da cui deriva il nome
4587 della funzione. La funzione \func{readahead}, per ottimizzare gli accessi a
4588 disco, effettua la lettura in cache della sezione richiesta e si blocca
4589 fintanto che questa non viene completata. La posizione corrente sul file non
4590 viene modificata ed indipendentemente da quanto indicato con \param{count} la
4591 lettura dei dati si interrompe una volta raggiunta la fine del file.
4593 Si può utilizzare questa funzione per velocizzare le operazioni di lettura
4594 all'interno di un programma tutte le volte che si conosce in anticipo quanti
4595 dati saranno necessari nelle elaborazioni successive. Si potrà così
4596 concentrare in un unico momento (ad esempio in fase di inizializzazione) la
4597 lettura dei dati da disco, così da ottenere una migliore velocità di risposta
4598 nelle operazioni successive.
4600 \itindend{read-ahead}
4602 Il concetto di \func{readahead} viene generalizzato nello standard
4603 POSIX.1-2001 dalla funzione \func{posix\_fadvise},\footnote{anche se
4604 l'argomento \param{len} è stato modificato da \ctyp{size\_t} a \ctyp{off\_t}
4605 nella revisione POSIX.1-2003 TC5.} che consente di ``\textsl{avvisare}'' il
4606 kernel sulle modalità con cui si intende accedere nel futuro ad una certa
4607 porzione di un file,\footnote{la funzione però è stata introdotta su Linux
4608 solo a partire dal kernel 2.5.60.} così che esso possa provvedere le
4609 opportune ottimizzazioni; il prototipo di \funcd{posix\_fadvise}, che è
4610 disponibile soltanto se è stata definita la macro \macro{\_XOPEN\_SOURCE} ad
4611 valore di almeno 600, è:
4615 \funcdecl{int posix\_fadvise(int fd, off\_t offset, off\_t len, int advice)}
4617 Dichiara al kernel le future modalità di accesso ad un file.
4619 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e $-1$ in caso di
4620 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
4622 \item[\errcode{EBADF}] l'argomento \param{fd} non è un file descriptor
4624 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{advice} non è valido o
4625 \param{fd} si riferisce ad un tipo di file che non supporta l'operazione
4626 (come una pipe o un socket).
4627 \item[\errcode{ESPIPE}] previsto dallo standard se \param{fd} è una pipe o
4628 un socket (ma su Linux viene restituito \errcode{EINVAL}).
4633 La funzione dichiara al kernel le modalità con cui intende accedere alla
4634 regione del file indicato da \param{fd} che inizia alla posizione
4635 \param{offset} e si estende per \param{len} byte. Se per \param{len} si usa un
4636 valore nullo la regione coperta sarà da \param{offset} alla fine del
4637 file.\footnote{questo è vero solo per le versioni più recenti, fino al kernel
4638 2.6.6 il valore nullo veniva interpretato letteralmente.} Le modalità sono
4639 indicate dall'argomento \param{advice} che è una maschera binaria dei valori
4640 illustrati in tab.~\ref{tab:posix_fadvise_flag}, che riprendono il significato
4641 degli analoghi già visti in sez.~\ref{sec:file_memory_map} per
4642 \func{madvise}.\footnote{dato che si tratta dello stesso tipo di funzionalità,
4643 in questo caso applicata direttamente al sistema ai contenuti di un file
4644 invece che alla sua mappatura in memoria.} Si tenga presente comunque che la
4645 funzione dà soltanto un avvertimento, non esiste nessun vincolo per il kernel,
4646 che utilizza semplicemente l'informazione.
4651 \begin{tabular}[c]{|l|p{10cm}|}
4653 \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
4656 \const{POSIX\_FADV\_NORMAL} & Non ci sono avvisi specifici da fare
4657 riguardo le modalità di accesso, il
4658 comportamento sarà identico a quello che si
4659 avrebbe senza nessun avviso.\\
4660 \const{POSIX\_FADV\_SEQUENTIAL}& L'applicazione si aspetta di accedere di
4661 accedere ai dati specificati in maniera
4662 sequenziale, a partire dalle posizioni più
4664 \const{POSIX\_FADV\_RANDOM} & I dati saranno letti in maniera
4665 completamente causale.\\
4666 \const{POSIX\_FADV\_NOREUSE} & I dati saranno acceduti una sola volta.\\
4667 \const{POSIX\_FADV\_WILLNEED}& I dati saranno acceduti a breve.\\
4668 \const{POSIX\_FADV\_DONTNEED}& I dati non saranno acceduti a breve.\\
4671 \caption{Valori delle costanti usabili per l'argomento \param{advice} di
4672 \func{posix\_fadvise}, che indicano la modalità con cui si intende accedere
4674 \label{tab:posix_fadvise_flag}
4677 Come \func{madvise} anche \func{posix\_fadvise} si appoggia al sistema della
4678 memoria virtuale ed al meccanismo standard del \textit{read-ahead} utilizzato
4679 dal kernel; in particolare utilizzando il valore
4680 \const{POSIX\_FADV\_SEQUENTIAL} si raddoppia la dimensione dell'ammontare di
4681 dati letti preventivamente rispetto al default, aspettandosi appunto una
4682 lettura sequenziale che li utilizzerà, mentre con \const{POSIX\_FADV\_RANDOM}
4683 si disabilita del tutto il suddetto meccanismo, dato che con un accesso del
4684 tutto casuale è inutile mettersi a leggere i dati immediatamente successivi
4685 gli attuali; infine l'uso di \const{POSIX\_FADV\_NORMAL} consente di
4686 riportarsi al comportamento di default.
4688 Le due modalità \const{POSIX\_FADV\_NOREUSE} e \const{POSIX\_FADV\_WILLNEED}
4689 fino al kernel 2.6.18 erano equivalenti, a partire da questo kernel la prima
4690 viene non ha più alcun effetto, mentre la seconda dà inizio ad una lettura in
4691 cache della regione del file indicata. La quantità di dati che verranno letti
4692 è ovviamente limitata in base al carico che si viene a creare sul sistema
4693 della memoria virtuale, ma in genere una lettura di qualche megabyte viene
4694 sempre soddisfatta (ed un valore superiore è solo raramente di qualche
4695 utilità). In particolare l'uso di \const{POSIX\_FADV\_WILLNEED} si può
4696 considerare l'equivalente POSIX di \func{readahead}.
4698 Infine con \const{POSIX\_FADV\_DONTNEED} si dice al kernel di liberare le
4699 pagine di cache occupate dai dati presenti nella regione di file indicata.
4700 Questa è una indicazione utile che permette di alleggerire il carico sulla
4701 cache, ed un programma può utilizzare periodicamente questa funzione per
4702 liberare pagine di memoria da dati che non sono più utilizzati per far posto a
4703 nuovi dati utili.\footnote{la pagina di manuale riporta l'esempio dello
4704 streaming di file di grosse dimensioni, dove le pagine occupate dai dati già
4705 inviati possono essere tranquillamente scartate.}
4707 Sia \func{posix\_fadvise} che \func{readahead} attengono alla ottimizzazione
4708 dell'accesso in lettura; lo standard POSIX.1-2001 prevede anche una funzione
4709 specifica per le operazioni di scrittura,
4710 \funcd{posix\_fallocate},\footnote{la funzione è stata introdotta a partire
4711 dalle glibc 2.1.94.} che consente di preallocare dello spazio disco per
4712 assicurarsi che una seguente scrittura non fallisca, il suo prototipo,
4713 anch'esso disponibile solo se si definisce la macro \macro{\_XOPEN\_SOURCE} ad
4718 \funcdecl{int posix\_fallocate(int fd, off\_t offset, off\_t len)}
4720 Richiede la allocazione di spazio disco per un file.
4722 \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e direttamente un
4723 codice di errore, in caso di fallimento, in questo caso \var{errno} non
4724 viene impostata, ma sarà restituito direttamente uno dei valori:
4726 \item[\errcode{EBADF}] l'argomento \param{fd} non è un file descriptor
4727 valido o non è aperto in scrittura.
4728 \item[\errcode{EINVAL}] o \param{offset} o \param{len} sono minori di
4730 \item[\errcode{EFBIG}] il valore di (\param{offset} + \param{len}) eccede
4731 la dimensione massima consentita per un file.
4732 \item[\errcode{ENODEV}] l'argomento \param{fd} non fa riferimento ad un
4734 \item[\errcode{ENOSPC}] non c'è sufficiente spazio disco per eseguire
4736 \item[\errcode{ESPIPE}] l'argomento \param{fd} è una pipe.
4741 La funzione assicura che venga allocato sufficiente spazio disco perché sia
4742 possibile scrivere sul file indicato dall'argomento \param{fd} nella regione
4743 che inizia dalla posizione \param{offset} e si estende per \param{len} byte;
4744 se questa regione si estende oltre la fine del file le dimensioni di
4745 quest'ultimo saranno incrementate di conseguenza. Dopo aver eseguito con
4746 successo la funzione è garantito che una successiva scrittura nella regione
4747 indicata non fallirà per mancanza di spazio disco. La funzione non ha nessun
4748 effetto né sul contenuto, né sulla posizione corrente del file.
4750 Ci si può chiedere a cosa possa servire una funzione come
4751 \func{posix\_fallocate} dato che è sempre possibile ottenere l'effetto voluto
4752 eseguendo esplicitamente sul file la scrittura\footnote{usando \funcd{pwrite}
4753 per evitare spostamenti della posizione corrente sul file.} di una serie di
4754 zeri per l'estensione di spazio necessaria qualora il \itindex{sparse~file}
4755 file debba essere esteso o abbia dei \index{file!\textit{hole}}
4756 buchi.\footnote{si ricordi che occorre scrivere per avere l'allocazione e che
4757 l'uso di \func{truncate} per estendere un file creerebbe soltanto uno
4758 \itindex{sparse~file} \textit{sparse file} (vedi sez.~\ref{sec:file_lseek})
4759 senza una effettiva allocazione dello spazio disco.} In realtà questa è la
4760 modalità con cui la funzione veniva realizzata nella prima versione fornita
4761 dalle \acr{glibc}, per cui la funzione costituiva in sostanza soltanto una
4762 standardizzazione delle modalità di esecuzione di questo tipo di allocazioni.
4764 Questo metodo, anche se funzionante, comporta però l'effettiva esecuzione una
4765 scrittura su tutto lo spazio disco necessario, da fare al momento della
4766 richiesta di allocazione, pagandone il conseguente prezzo in termini di
4767 prestazioni; il tutto quando in realtà servirebbe solo poter riservare lo
4768 spazio per poi andarci a scrivere, una sola volta, quando il contenuto finale
4769 diventa effettivamente disponibile.
4771 Per poter fare tutto questo è però necessario il supporto da parte del kernel,
4772 e questo è divenuto disponibile solo a partire dal kernel 2.6.23 in cui è
4773 stata introdotta la nuova \textit{system call} \func{fallocate},\footnote{non
4774 è detto che la funzione sia disponibile per tutti i filesystem, ad esempio
4775 per XFS il supporto è stato introdotto solo a partire dal kernel 2.6.25.}
4776 che consente di realizzare direttamente all'interno del kernel l'allocazione
4777 dello spazio disco così da poter realizzare una versione di
4778 \func{posix\_fallocate} con prestazioni molto più elevate.\footnote{nelle
4779 \acr{glibc} la nuova \textit{system call} viene sfruttata per la
4780 realizzazione di \func{posix\_fallocate} a partire dalla versione 2.10.}
4782 Trattandosi di una funzione di servizio, ed ovviamente disponibile
4783 esclusivamente su Linux, inizialmente \funcd{fallocate} non era stata definita
4784 come funzione di libreria,\footnote{pertanto poteva essere invocata soltanto
4785 in maniera indiretta con l'ausilio di \func{syscall}, vedi
4786 sez.~\ref{sec:intro_syscall}, come \code{long fallocate(int fd, int mode,
4787 loff\_t offset, loff\_t len)}.} ma a partire dalle \acr{glibc} 2.10 è
4788 stato fornito un supporto esplicito; il suo prototipo è:
4790 \headdecl{linux/fcntl.h}
4792 \funcdecl{int fallocate(int fd, int mode, off\_t offset, off\_t len)}
4794 Prealloca dello spazio disco per un file.
4796 \bodydesc{La funzione ritorna 0 in caso di successo e $-1$ in caso di errore,
4797 nel qual caso \var{errno} può assumere i valori:
4799 \item[\errcode{EBADF}] \param{fd} non fa riferimento ad un file descriptor
4800 valido aperto in scrittura.
4801 \item[\errcode{EFBIG}] la somma di \param{offset} e \param{len} eccede le
4802 dimensioni massime di un file.
4803 \item[\errcode{EINVAL}] \param{offset} è minore di zero o \param{len} è
4804 minore o uguale a zero.
4805 \item[\errcode{ENODEV}] \param{fd} non fa riferimento ad un file ordinario
4807 \item[\errcode{ENOSPC}] non c'è spazio disco sufficiente per l'operazione.
4808 \item[\errcode{ENOSYS}] il filesystem contenente il file associato
4809 a \param{fd} non supporta \func{fallocate}.
4810 \item[\errcode{EOPNOTSUPP}] il filesystem contenente il file associato
4811 a \param{fd} non supporta l'operazione \param{mode}.
4813 ed inoltre \errval{EINTR}, \errval{EIO}.
4817 La funzione prende gli stessi argomenti di \func{posix\_fallocate} con lo
4818 stesso significato, a cui si aggiunge l'argomento \param{mode} che indica le
4819 modalità di allocazione; al momento quest'ultimo può soltanto essere nullo o
4820 assumere il valore \const{FALLOC\_FL\_KEEP\_SIZE} che richiede che la
4821 dimensione del file\footnote{quella ottenuta nel campo \var{st\_size} di una
4822 struttura \struct{stat} dopo una chiamata a \texttt{fstat}.} non venga
4823 modificata anche quando la somma di \param{offset} e \param{len} eccede la
4824 dimensione corrente.
4826 Se \param{mode} è nullo invece la dimensione totale del file in caso di
4827 estensione dello stesso viene aggiornata, come richiesto per
4828 \func{posix\_fallocate}, ed invocata in questo modo si può considerare
4829 \func{fallocate} come l'implementazione ottimale di \func{posix\_fallocate} a
4832 % vedi http://lwn.net/Articles/226710/ e http://lwn.net/Articles/240571/
4833 % http://kernelnewbies.org/Linux_2_6_23
4838 %\subsection{L'utilizzo delle porte di I/O}
4839 %\label{sec:file_io_port}
4841 % TODO l'I/O sulle porte di I/O
4842 % consultare le manpage di ioperm, iopl e outb
4848 % LocalWords: dell'I locking multiplexing cap dell' sez system call socket BSD
4849 % LocalWords: descriptor client deadlock NONBLOCK EAGAIN polling select kernel
4850 % LocalWords: pselect like sys unistd int fd readfds writefds exceptfds struct
4851 % LocalWords: timeval errno EBADF EINTR EINVAL ENOMEM sleep tab signal void of
4852 % LocalWords: CLR ISSET SETSIZE POSIX read NULL nell'header l'header glibc fig
4853 % LocalWords: libc header psignal sigmask SOURCE XOPEN timespec sigset race DN
4854 % LocalWords: condition sigprocmask tut self trick oldmask poll XPG pollfd l'I
4855 % LocalWords: ufds unsigned nfds RLIMIT NOFILE EFAULT ndfs events revents hung
4856 % LocalWords: POLLIN POLLRDNORM POLLRDBAND POLLPRI POLLOUT POLLWRNORM POLLERR
4857 % LocalWords: POLLWRBAND POLLHUP POLLNVAL POLLMSG SysV stream ASYNC SETOWN FAQ
4858 % LocalWords: GETOWN fcntl SETFL SIGIO SETSIG Stevens driven siginfo sigaction
4859 % LocalWords: all'I nell'I Frequently Unanswered Question SIGHUP lease holder
4860 % LocalWords: breaker truncate write SETLEASE arg RDLCK WRLCK UNLCK GETLEASE
4861 % LocalWords: uid capabilities capability EWOULDBLOCK notify dall'OR ACCESS st
4862 % LocalWords: pread readv MODIFY pwrite writev ftruncate creat mknod mkdir buf
4863 % LocalWords: symlink rename DELETE unlink rmdir ATTRIB chown chmod utime lio
4864 % LocalWords: MULTISHOT thread linkando librt layer aiocb asyncronous control
4865 % LocalWords: block ASYNCHRONOUS lseek fildes nbytes reqprio PRIORITIZED sigev
4866 % LocalWords: PRIORITY SCHEDULING opcode listio sigevent signo value function
4867 % LocalWords: aiocbp ENOSYS append error const EINPROGRESS fsync return ssize
4868 % LocalWords: DSYNC fdatasync SYNC cancel ECANCELED ALLDONE CANCELED suspend
4869 % LocalWords: NOTCANCELED list nent timout sig NOP WAIT NOWAIT size count iov
4870 % LocalWords: iovec vector EOPNOTSUPP EISDIR len memory mapping mapped swap NB
4871 % LocalWords: mmap length prot flags off MAP FAILED ANONYMOUS EACCES SHARED SH
4872 % LocalWords: only ETXTBSY DENYWRITE ENODEV filesystem EPERM EXEC noexec table
4873 % LocalWords: ENFILE lenght segment violation SIGSEGV FIXED msync munmap copy
4874 % LocalWords: DoS Denial Service EXECUTABLE NORESERVE LOCKED swapping stack fs
4875 % LocalWords: GROWSDOWN ANON POPULATE prefaulting SIGBUS fifo VME fork old
4876 % LocalWords: exec atime ctime mtime mprotect addr EACCESS mremap address new
4877 % LocalWords: long MAYMOVE realloc VMA virtual Ingo Molnar remap pages pgoff
4878 % LocalWords: dall' fault cache linker prelink advisory discrectionary lock fl
4879 % LocalWords: flock shared exclusive operation dup inode linked NFS cmd ENOLCK
4880 % LocalWords: EDEADLK whence SEEK CUR type pid GETLK SETLK SETLKW all'inode HP
4881 % LocalWords: switch bsd lockf mandatory SVr sgid group root mount mand TRUNC
4882 % LocalWords: SVID UX Documentation sendfile dnotify inotify NdA ppoll fds add
4883 % LocalWords: init EMFILE FIONREAD ioctl watch char pathname uint mask ENOSPC
4884 % LocalWords: dell'inode CLOSE NOWRITE MOVE MOVED FROM TO rm wd event page ctl
4885 % LocalWords: attribute Universe epoll Solaris kqueue level triggered Jonathan
4886 % LocalWords: Lemon BSDCON edge Libenzi kevent backporting epfd EEXIST ENOENT
4887 % LocalWords: MOD wait EPOLLIN EPOLLOUT EPOLLRDHUP SOCK EPOLLPRI EPOLLERR one
4888 % LocalWords: EPOLLHUP EPOLLET EPOLLONESHOT shot maxevents ctlv ALL DONT HPUX
4889 % LocalWords: FOLLOW ONESHOT ONLYDIR FreeBSD EIO caching sysctl instances name
4890 % LocalWords: watches IGNORED ISDIR OVERFLOW overflow UNMOUNT queued cookie ls
4891 % LocalWords: NUL sizeof casting printevent nread limits sysconf SC wrapper Di
4892 % LocalWords: splice result argument DMA controller zerocopy Linus Larry Voy
4893 % LocalWords: Jens Anxboe vmsplice seek ESPIPE GIFT TCP CORK MSG splicecp nr
4894 % LocalWords: nwrite segs patch readahead posix fadvise TC advice FADV NORMAL
4895 % LocalWords: SEQUENTIAL NOREUSE WILLNEED DONTNEED streaming fallocate EFBIG
4896 % LocalWords: POLLRDHUP half close pwait Gb madvise MADV ahead REMOVE tmpfs
4897 % LocalWords: DONTFORK DOFORK shmfs preadv pwritev syscall linux loff head XFS
4898 % LocalWords: MERGEABLE EOVERFLOW prealloca hole FALLOC KEEP stat fstat
4899 % LocalWords: conditions sigwait
4902 %%% Local Variables:
4904 %%% TeX-master: "gapil"